CN1227644A

CN1227644A - 允许对共享资源分布式控制的方法和装置

Info

Publication number: CN1227644A
Application number: CN97197011A
Authority: CN
Inventors: J·J·沃尔夫; D·莱思罗普
Original assignee: TRANSOFT CORP
Current assignee: HP Inc
Priority date: 1996-08-02
Filing date: 1997-08-01
Publication date: 1999-09-01
Also published as: WO1998006036A1; AU3889497A; JP2000515657A; CA2262450A1; DE69728176T2; DE69728176D1; EP0972247B1; US6009427A; EP0972247A4; US6076105A; ATE262196T1; EP0972247A1; US5999930A

Abstract

本系统包含一个控制表(206，208)和控制过程。该控制表包括用于指示控制表(206，208)是否可供使用的可用性指示以及数据卷拥有权的指示。控制过程则被在每个客户机(54，56)上执行用于请求和获得关于控制表(206，208)的独占拥有权以对该客户机提供对该数据卷的独占写访问。客户机相互间仲裁对存储卷(64，66)或项目管理文件夹的独占编辑访问。该项目管理文件夹包括一个或多个记录，每个记录包括了源(1458)文件名和目标(1478)文件名以及应用程序代码(1474)。每个客户机执行一个管理过程(1306，1312)以定位项目管理文件夹(1314，1320)并利用它们的驻留应用对处理客户机上发现的既未完成又要求应用的那些记录进行操作。

Description

允许对共享资源分布式控制的方法和装置

有关临时申请的交叉引用

本申请要求保护1996年8月2日提出的序号为60/023,218的美国临时申请的权益，通过引用包括于此。本申请关系到美国专利申请序号_________，(代理案号16598.702)，提出于1997年8月1日，题为“共享卷的分布式控制方法和装置”，发明人James J.Wolff,以及美国专利申请序号________，(代理案号16598.703),1997年8月1日提出，题为“多处理器的分布式控制方法和装置”，发明人James J.Wolff,David Lathrop，以及美国专利申请号______，(代理案号16598.704),1997年8月1日提出，题为“数据库的分布式控制方法和装置”，发明人James J.Wolff。这些参考被引用而包括于此。发明背景

版权许可

本专利文档披露的部分包含的资料受到版权保护。版权拥有人对专利的任何披露部分以影印件出现在美国专利和商标局专利文件和记录中表示无异议，但专利所有不得移作它用。

发明领域

本发明的领域一般与用于计算机网络中共享资源的分布式控制的系统有关。本发明领域尤其涉及网络环境中多主机间对资源，例如存储装置、数据库和项目的分布式控制。

背景

计算机系统中通过各种通信装置共享多个计算机的文件信息是常事。计算机向其他计算机发送文件信息的一些常用方式是通过使用调制解调器和网络。与网络相比调制解调器速度极低。网络要求有文件服务器，对于高速网络文件服务器的速度成为瓶颈。这种瓶颈妨碍了需要以高于文件服务器所能达到的速度共享文件信息的应用。文件服务器是在所谓客户/服务器模式下工作。在这种模式下客户向服务器提出请求，服务器随后执行请求。在文件服务器情况下，可以有多个客户向服务器提出请求。文件服务器接收多个请求并将它们排成队列，随后按时对它们服务。因为一个实体，即文件服务器是对控制文件系统的数据结构操作，这里文件信息以逻辑和相关方式驻留在存储媒体上，这样文件系统的一致性得以维持。

网络技术的一些进展已允许各种装置把存储器直接连接在网络上，就象人们可将打印机作为网络连接外设(NAP)连到网络上那样、NAP模式可以除去与文件服务器相关的速度瓶颈，但牺牲了灵活性。在NAP模式下无法维持文件系统的一致性。这相当于使多台计算机局限于对文件信息的只读访问，因而防止了对文件信息的修改。如果多台计算机要对文件信息修改则文件系统会变成崩溃，这是因为无法以逻辑和相关的方式在存储媒卷上维持文件系统的数据结构，因为有多个输入试图修改文件系统而无法维持高速缓冲器中的文件系统数据结构的相关性。因此这些NAP型系统表明它们本身是高速、只读、文件信息共享系统。

所需的是一种用于共享文件信息的改进系统和方法。较佳地这样的文件系统将除去文件服务器的瓶颈从而增加访问速度，就象NAP模式所提供的那样，但同时又保持了客户/服务器模式的灵活性。

在计算机系统中密集的计算处理常常需要化费巨大的时间才得以完成。在多处理系统中将处理分布到计算机中所有的各个处理器可以加速这种计算。因为单机中的处理器共享处理所依赖的以直接方式相连的同一物理资源(例如PCI，存储器，磁盘和CPU总线)。这种方法的缺点是它要求有非常昂贵和非通用的硬件设备，而软件编写必须利用与硬件模型有关的这一能力。另外，处理功效严格受可放入在计算机单机系统中的CPU的数量的限制。由于物理资源要在数量不断增加的CPU间分配，这种方法进一步受到由此产生的严重瓶颈的限止。

第二种解决办法是将处理在经网络直接相连的多个处理器间进行分配。由于参预的处理器数量事实上可不受限制，这种方法颇具吸引力，且所用机型可为廉价和通用机。然而一系列缺点使这一方法极其低效而且在许多场合下实际是无用的。网络分布处理的最根本的缺点是要求在运行该处理的每个机器之间进行信息通信和处理结果的通信可能速度很慢，这是由于它一般须要经低速的网络连接通过常规的客户/服务器(随之而来的是客户/服务器模型有关的瓶颈效应)而进行。这些局限性产生了极其大量的处理开销，即要求有大量的数据输入和输出。随着更多的机器加入该处理而增加的网络流通量又进一步降低了分布式处理的效率。

所需的是一种通过网络的分布式处理的改进系统和方法。这一系统将除去现行分布式网络有关的瓶颈和缺点，但同时又保留其优点。这一系统将允许分布式处理在交叉平台环境下运行和管理。

发明概述

卷的分布式控制

本发明的第一实施例披露了分布式卷管理系统。在本实施例中网络上的多个客户共享对数据存储卷相关性的控制和响应能力。该系统包括：与数据存储器卷相关联的控制表。该控制表包括用于指示控制表是否可用的可用性指示和用于指示控制表拥有权的标识指示。该系统还包括在客户机上运行的各个控制过程。该控制过程请求和获得控制表的独占拥有权以提供客户对数据存储卷的独占与访问。

在本发明的一个实施例中，对于连接到数据存储卷的多个客户机间实行对数据存储卷的互斥写访问的方法包含下述动作：

检测第一客户机处的写请求；

响应检测动作启动第一客户机上的请求例程，这里请求例程包括如下动作：

a)根据控制表中拥有权指示确定第二客户机拥有对数据存储卷的写访问，以及

b)响应于该确定动作，向第二客户机发送释放请求以释放写访问；

c)响应于来自第二客户机的确认通知

ⅰ)用第一客户机的拥有权指示替换控制表中的拥有权指示；

ⅱ)安装用于写访问的数据存储卷；以及

在第二客户机获得释放请求；

响应于获得动作启动第二客户机上的释放例程，其中所述释放例程包括下述动作；

a)释放对所述数据体的写访问；以及

b)向第一客户机发送关于释放动作的确认通知。

数据库的分布式控制

本发明的另一实施例中披露了一种分布式数据库管理系统。在本实施例中网络上的多用户共享对具有多重记录的共享数据库的相关性的控制和响应能力。客户机相互间仲裁对每条记录的每一字段的独占编辑。该数据库管理系统包括与多重记录每一字段相关联的锁定字段。每一客户机执行一驻留的相关性处理过程。相关性处理过程对编辑字段请求作出响应。如果没有对该字段作字段锁定则授权该请求。当请求被授权，该相关性处理过程通过对该字段加锁发出对该字段的独占拥有权。相关性处理过程还对退出编辑该字段作出响应。当收到退出编辑请求后相关性处理过程通过移去加锁解除对该字段的独占权。每个客户机还执行一数据库处理过程：接收查询，响应于该查询从数据库提供记录，接受编辑字段的请求，将编辑字段的请求传递给相关性处理过程，数据库处理过程还接受退出编辑字段的请求并将该退出编辑字段请求传递给相关性处理过程。

在本发明的一个实施例中，管理具有多重记录的数据库的方法以及对连接到数据库的客户的每条记录内的每一字段提供独占编辑访问的方法包括下述动作：

在第一客户机处检测编辑字段的请求；

响应于检测动作启动第一客户机上的相关性例程，其中相关性例程包括的动作为：

a)根据与该字段相关联的拥有权指示确定多客户机中另一个具有对该字段的编辑访问；以及

b)响应于该确定动作，等待与该字段相关联的拥有权指示被解除；

c)对与该字段的拥有权指示的解除作出响应；

ⅰ)将第一客户拥有权指示连接到要编辑的字段；以及

ⅱ)提供对该字段的编辑访问；以及

在第一所述多客户处获得退出编辑一字段的请求，

响应于该获得动作启动第一客户机上的相关性例程，其中该相关性例程从该字段上移去第1客户拥有权指示。

处理的分布式控制

在本发明的另一个实施例中披露了一种分布式项目管理系统。在该实施例中网络上的多个客户共享对存储在网上并可由客户访问的项目管理文件夹中定义的项目的控制和响应能力。项目管理文件夹包含一个或多个记录。该记录包括源文件名，源文件位置，应用程序名，应用程序代码，目标文件名和目标文件位置。网络上的每个客户执行一管理处理过程用于确定文件夹位置并读出文件夹中的记录。当记录被阅读时，要确定该记录调用的资源，即应用程序是否存在于该客户机上。如果资源不存在，该客户机放弃该文件夹。如果资源存在，该管理处理过程读出记录的内容，包括源文件名，源文件位置，应用程序名，应用程序代码，目标文件名和目标文件位置。管理处理过程随后使客户驻留应用程序/资源打开记录中命名的源文件。随后管理处理过程使客户驻留应用程序在应用程序代码的指引下执行该源文件上的处理，应用程序代码也从记录中获得。当管理处理过程检测到该应用程序已按照应用程序代码完成了任务，该管理处理程序便引导应用程序/资源把完成的任务/工作产品存储在各字对应于记录中目标文件名的文件中，并将该文件存储在记录中找到的相应于目标文件位置的网络位置中。管理处理过程随后把项目管理文件夹中该记录标记为已完成。

在本发明的一个实施例中，将项目分布到连接在计算机网络上所选客户机的方法包括的动作为：

在计算机网络上创建一项目管理文件及至少包含一个记录的项目管理文件夹，该记录包括有源文件名，源文件位置，第一应用程序文件名，第一应用程序代码，第一应用程序目标文件名及第一应用程序目标文件位置；

在第一客户机处检测项目管理文件在网络上的位置；

响应于检测动作启动第一客户机上的管理处理过程，该管理处理过程包括的动作如下：

a)读出项目管理文件中的记录；

b)确定第一应用名与第一客户机上的对应的应用相匹配；

c)把第一应用程序代码传递给相应的应用以使相应的应用按照第一应用程序代码对源文件进行操作并将所得的工作成果以带有目标文件名的文件存储在目标文件位置。

d)至少使一个记录完成。

附图简述

从下述结合附图的详细描述本发明的这些和其它优点对于本领域内的熟练人员来说将变得更明显：

图1A是现有技术的客户服务器网络的硬件方框图。

图1B示出了图1A所示的每个客户机上存在的软件模块。

图1C示出了图1B所示模块的功能关系。

图2A的硬件方框图示出了多个客户机和共享存储体间的无服务器网络连接。

图2B示出了在图2A的每个客户机上存在的软件模块。图2C示出了图2A所示的软件模块间的功能关系。

图3A示出了关于图3A中所示的共享存储卷的访问控制表。

图3B示出了图2A所示的共享存储体中的存储卷控制表。

图4示出了图2A中所示的共享存储卷的文件目录结构的一个示例。

图5A-E示出了允许多个客户机对共享存储卷共享读和写访问的处理过程。

图6示出了连接到客户网络的现有技术数据库服务器的方框图。

图7示出了多个客户机直接连接到共享存储卷上一个数据库的方框图。

图8A示出了关于图7的共享存储卷的访问控制表。

图8B示出了关于图7中所示的共享存储卷的存储卷控制表。

图8C示出了关于图7中所示的共享存储卷的更新列表。

图9A和图9B分别示出了与图7共享存储卷上的任一关系数据库或平直数据库相关联的增强型数据结构。

图10的功能框图示出了实行分布式数据库处理的每个客户机上的软件模块。

图11是在数据库引擎总体结构中加入了图10A-F的每个图后的总体处理流程图。

图12A-F示出了为了在共享存储卷上保持一相关数据库，图7所示的每个客户机所实行的处理过程。

图13A-C示出了多个客户机协同处理由项目管理器文件指令的任务所需的网络环境。

图14A-D是与图13A-C所示的项目管理器文件相关联的详细的数据结构。

图15A-B示出了可在图13A-C所示网络上实现的项目的示例。

图16A-D示出了与图15A中所示的处理相关联的屏幕接口。

图17A-F示出了为了实行分布式处理管理在图13A-C的客户机上实施的处理过程。

说明

图1A是现有技术客户服务器网络的硬件框图。该网络包含客户机54-56[分别标为客户机A-B]，服务器60以及存储卷64和66。存储卷66是一紧致盘。存储卷66是一冗余盘阵列(RAID)。每个存储卷有一与之关联的文件目录。存储卷64包含文件目录62。每个客户机54-56分别包含文件目录62的高速缓冲副本50-52。

计算机54-56经局域网(LAN)连接到服务器60。服务器60经小型计算机系统接口(SCSI)连接而连接到存储卷64和66。为使客户机A-B与卷64-66之一相连它们首先必须向服务器60登录访问请求。对此响应，为了保持存储卷的相关性，文件服务器60运行对应于卷管理写访问和文件管理的过程58。

图1B示出了在开机期间服务器60上的硬件和软件模块。服务器60包含了非易失性存储器84,CPU和本地存储器86。在非易失性存储器84中有一个标记为操作系统(OS)内核的软件模块。存储器86含有全套OS90，相关的驱动器92以及启动配置94。在工作中，开机时，CPU 80启动操作系统内核88的代码序列。CPU随后访问存储86上的主操作系统90。在操作系统初始化的过程中，各种驱动程序92被初始化。这些驱动器把CPU与键盘、监视器、打印机和存储器等外围设备相连。操作系统被初始化后便执行启动文件94，使一个或多个应用程序能运行。

软件模块框86所示的软件模块可在加电期间工作。与OS有关的模块是访问控制模块96，命令接收模块98，调度模块102以及逻辑到物理转换和空间分配模块110。这些模块是屏幕驱动器104,CD驱动器106以及RAID存储驱动器108。最后，由启动文件94使应用模块能工作。

图1C的框图显示了图1B-C中软件模块间的输入输出I/O的功能关系，框图中包括与服务器通信的客户应用程序150，服务器依次又与存储器64或66之一通信，如开始图1A所示。文件服务器包含一逻辑I/O框158和一物理框160。逻辑框158包含命令接收模块98，访问控制模块96以及文件目录166。物理I/O框160包含调度模块102，逻辑到物理转移和空间分配模块110以及分别与监视器、CD和RAID存储器有关的驱动器104-108。RAID存储器64包括的文件目录64含有目录树以及对位于存储器64上的所有数据的访问权限。

工作中客户应用程序150经服务器60与存储器64和66之一通信。从客户应用程序150接收的命令包括：创建、删除、打开、关闭、读出和写入。这些命令中的每一条命令是用一个逻辑文件名来实现的。命令从命令接收模块98传递到访问控制模块96。每一个访问控制模块96与文件目录166的相应一个接口。通常一个物理存储体有一个文件目录。此外，一个存储体可跨越多个物理存储器，如软件带中那样。一个物理存储体可以是单个存储器或是存储器的一个分区。文件目录将结合图4详细讨论，一般包括一个逻辑文件名的目录树以及与每个文件相关的访问特权。控制模块96根据文件目录166中包含的访问特权确定指定的命令是否应被执行。例如，应用命令包含了要对列为只读的文件或存储体进行写请求，则该请求不能被访问控制模块执行。另一方面，若接收的命令将被控制模块执行则与该命令有关的数据便被直接传送到调度模块102。物理I/O框是与计算机系统外环境的主要接口。物理I/O处理与磁盘或磁带系统交换的数据块。因此它关心的是那些数据块在辅助存储器上的放置以及那些数据块在主存储器中的缓冲，调度模块关心的是使磁盘或磁带的访问调度到最佳性能。I/O缓冲器被指定而辅助存储器在这一层次上被分配。一条命令(例从特定逻辑位置读取数据)从调度模块102传送到逻辑到物理转换和空间分配模块110。该模块负责把逻辑位置转换成特定存储器上的实际物理位置。一个文件例如可以不存储在存储器的连续部分上，而是可存储在分散的片段上。该模块然后执行将逻辑文件名转换成一系列的物理段。该模块还负责空间分配。空间分配的意思是当收到写命令后由模块110确定数据写入的实际物理位置。服务器60和存储器之间的最终接口是经过适当的设备驱动程序实现。每一个设备驱动程序处理一种类型设备。设备驱动程序是操作系统中知道磁盘控制器有多少寄存器以及它们用作何种用途的仅有部分。它独自便知道有关扇区，磁道，柱面，磁头臂移动，交错因子、马达驱动，磁头调整时间以及所有使存储器正常工作的其它机构。一般而言，设备驱动程序的工作是要从设备驱动程序之上与设备独立的软件接收抽象的请求并保证使请求被执行。

图2A是当前发明的较佳实施例的硬件框图，其中客户机可直接连到一个或多个共享存储卷而不损失包含在那些卷上的数据的相关性。客户机54-56，存储器64-66及服务器均被示出。RAID存储器64包括文件目录204，访问控制表206以及卷控制表208。客户机54-56每一个都实现用于分布式管理存储卷64-66的处理过程。客户机54实现处理过程214而客户机56实现处理过程216。客户机54-56包含文件目录的驻留拷贝200-202。

为了对来自客户机54或56的对存储卷46-66的请求服务，不再需要标有X记号212的服务器60。代之以将客户机54-56直接连到存储卷64-66。在一个较佳实施例中该连接或者基于光纤信道ANSI标准X3.230和/或SCSI-3 ANSI标准X3.270，然而也可支持其它媒体连接。本发明的其他实施例可适用于支持连接存储器802和主机804的其它方法，例如在其它可能方法中实施例使用Fast-40(Ultra-SCSI)，串联存储器结构(SSA),“FireWire”IEEE标准P1394，异步传输模式(ATM)，或可定标相干接口(SCI)IEEE标准1596-1992，或上述的一些组合。光纤信道结构对串联通信和存储器I/O两者提供了高速接口。这些链路使用工业标准接口能以当前现存结构速度的10到100倍速度发送数据。光纤信道是数据通信方面最近革新的一部分，把串联传输线，设计技术和工艺加入到传统上使用基于总线型的并行数据传输的应用和计算机结构中造成了这种革新。传输线用于数据传输具有优良的特性并具有基于总线的设计，使得信号能被无差错地和/或以较高的数据率传输较远的距离。光纤信道支持灵活的拓扑结构，包括点到点链路、分组交换以及共享媒体回路拓扑。在一个较佳实施例中，光纤信道网络把客户机54-56与存储卷64-65两者链接起来。存储卷64配备了分流软件，它可跨越多个磁盘并发地读写数据。这种分流能力使得网络媒体即光纤信道的带宽按存储器的带宽等分。这就可置如下事实于不管，即存储器上的各个磁盘只能以网络连接带宽的一小部分提供数据。把一个文件跨多个磁盘可克服由磁头臂的物理限制所施加的带宽约束，这只要让多个磁盘以平行方式提供数据驱动即可。

为了保持由客户机A或客户机B写入到存储器64的数据的相关性，处理过程214-216分别在客户机54-56上实行。每个处理过程控制新卷的按装，写访问和文件管理。为了将数据写到存储器64，客户机必须首先确定在共享存储卷上的访问控制表206和卷控制表208中的写条件存在。当确定该条件存在，客户机才可写存储卷。当该条件不存在，写请求被拒绝。在一个较佳实施例中，访问控制表和卷控制表分别驻留在具有读写能力的一个物理存储器的分开的卷上。因此，访问控制表和卷控制表不必且事实上通常也不用驻留在它们要控制访问的同一物理装置上。而是让每个进程214和216使用共享的访问和卷控制表以确定何时及在何种条件下可以对可能与它们相连的许多卷之一进行写操作。

图2B是客户机54的硬件方框图。客户机54包括CPU250，非易失性存储器254及本地存储器258。非易失性存储器254包括一个ISO 256。本地存储器258包括主OS 260设备驱动器262和启动文件264。

在开机时CPU 250从引导ROM 254加载OS内核并从本地存储器258(例磁盘驱动器)读出操作系统260的其余部分。在使操作系统能工作的后期阶段，使设备驱动器262和启动文件264能工作。软件模块框252显示了在开机期间使之能工作的软件模块。在使操作系统260能工作期间，命令接收模块98，访问控制模块96、调度模块102、逻辑到物理转换和空间分配模块110以及变换模块268均被使能工作。在使设备驱动器262能工作期间，屏幕驱动器104、CD驱动器106以及RAID驱动器270也被使能工作。在启动文件启动期间，卷控制应用程序266和驻留应用程序100被使能工作。

图2C示出了图2B中所示的软件模块在加电使能期间它们之间的功能关系。客户机54以及物理存储器64和66也被示出。物理存储器64包括文件目录62、访问控制表206，卷控制表208以及数据块1到N。物理存储器62包括它自己的文件目录和数据块1到N。客户机54包括卷控制应用程序266，逻辑I/O块158及物理I/O块160。逻辑I/O块158包括命令接收模块98，访问控制模块96，文件置换模块268及文件目录166。物理I/O块160包括调度模块102，逻辑到物理转换和空间分配模块110以及设备驱动器104-106和270。

在工作中，设备驱动器270在操作系统初始化期间并未完全能工作。因而物理驱动器64尚未显示出可供客户机54使用，即被连上。当卷控制266能工作后它向命令接收模块送出一系列命令。这些命令通过控制模块266造成对锁定存储驱动器270的发现。在这一发现处理的过程中卷控制模块也发现了在物理驱动器64上的访问和卷控制表206和208。在这个发现过程期间，除了卷控制应用程序外的任何其它应用将不访问物理存储器64。当卷控制模块266已分别从访问控制表206和卷控制表208读得访问特权和卷特权后，随即忙于一系列所设计的命令以把这些访问特权写入到文件目录166中。例如，已确定卷控制表指示客户机54要对物理设备64读/写访问，则卷控制模块将发出一条安装R/W命令，当被命令接收模块接收后将对文件目录166更新并包括这些特权。随后，当文件目录166被写回到物理设备64时，那时驻留在实际物理设备64上的文件目录62也将被更新。因而，访问和卷特权是从访问和卷控制表读出并被卷控制模块266写入到高速缓冲文件目录166和物理文件目录62。基于在本较佳实施例中访问和卷控制表仅驻留在那些设备之一上，这一过程可以跨越多个物理设备而执行，然而其它位置也可用于这些表。

功能上尚未被讨论的其余模块是协议转换模块268。协议转换模块268访问控制模块96到文件目录166的接口并对诸如可能在客户机54和56上存在的不同操作系统间保持一个统一的文件目录结构。客户机54例如可以运行MacInfoshSystem 7操作系统而客户机56可以运行Windows NT。在每个客户机上的协议转换模块268实施单一的文件目录结构从而使得本发明的交叉平台操作能够工作。协议转换模块268提供将通信规则和通信格式转换成公共API的通信规则和通信格式。因而，目录和文件可以数据格式跨多种操作系统而存储。该格式具有特定的ASCII字符，文件名的转换和特定的转换，它们将结合图4对文件目录和访问控制作更为详细的讨论。当协议转换单元收到一条命令后它就调用它内部的与命令类型对应的处理例程并由该处理例程处理该命令。

图3A示出了上述结合图2A-C讨论过的访问控制表206的详细的数据结构。在访问控制表的字段256上登录表明哪一个用户进程214-216[见图2A]已登录到访问和卷控制表上。直到用名登录到访问控制表之前该客户机上的任何应用程序将不能访问任何物理设备，它们的设备驱动器具有类似于设备驱动器270[见图2C]的锁定控制。访问和控制表还有一个与每个客户机相关联的刷新通知字段358。与特定客户机相关联的字段内的逻辑真条件确保系统中其它用户的访问特权改变发生时该客户机将被其驻留的卷控制进程所通知。逻辑段具有相反的作用，即在访问控制表的刷新通知字段中具有逻辑段的客户机将不会被客户机上的卷控制进程提供通知。访问控制表还提供客户机间传递能力的消息。字段360包含一则请求消息。字段362和354分别包含基于文本和基于逻辑的响应消息。最后，访问控制表还包括一信号量字段352。信号量字段中存在信号量表明客户机54或56之一已分别掌握了对访问和卷控制表206-208的控制。在信号量字段352中已写入标识符的客户进程可以改变与每个卷相关联的特权并能启动写状态的改变。

图3B示出了与卷控制表相关的数据结构。具体说，表208A和表208B已被显示。每一卷有一个卷控制表，它支持对多个写入者的分布式控制。卷控制记录208A内的字段均用后缀“A”标记。识别为卷控制表208B的字段均含有后缀“B”。字段390标识与特定卷控制表有关的逻辑卷。字段390A标识与特定卷控制表有关的逻辑卷。字段390A标识RAID存储器64[见图2A]是与卷控制表208A相关联。字段390B标记CD-ROM66[见图2A]是与卷控制表208B相关联。字段396包含逻辑真/假以表明特定的卷是否已能写入。字段392A表示RAID设备64[见图2A]是能写入的。字段392B表示CD-ROM66[见图2A]是不能写入的。字段394表示哪一个客户机当前对特定卷有写访问。字段394-A表示客户机54[见图2A]当前对RAID存储器64有写访问。字段394B表示没有客户机对CD-ROM66[见图2A]要写访问。字段388表示哪一个客户机对于特定的卷有安装访问特权。逻辑真表示该客户机可安装该卷。逻辑假表示相反。字段396表示每个客户关于请求改变它的当前卷设置的能力。逻辑假表示对客户作出的诸如从只读到读写(或相反)的改变请求不予封锁。逻辑真则表示封锁客户作出的改变请求。字段384是逻辑真/假以表示当与特定卷有关的其它客户机对该卷作出改变时具有只读特权的客户机是否将被更新。字段368是时间戳，指示客户接收更新的文件目录62[见图2A]拷贝的最新时间。字段382是一个时间戳，指示特定卷被任一客户机更改的最新时间。通过把最新更改时间字段386与卷更改时间字段382相比较进程214-216[见图2A]就能确定具有自动更新特权的客户机何时需要对文件目录刷新。

下述列表描述了在另一实施例中关于卷和访问控制表的数据结构和功能调用。列表描述了用于这些表的一些数据结构元素。访问表包括一个StudioBOSS-DB-Header 14XX及一个数组Partition-Volume-Record’s 14XX。

Volume-DB-Header 14XX

在本发明的第一实施例中Volume-DB-Header 14XX被存储在Volume-Table(卷表)的开头，然而其实际位置可改变。对其每个字段的描述如下：

Table-Version-Number 14XX

该表格式的版本号。当前置定为SB-DB-Verssion 14XX。用与将来的兼用。

Table-Open-Counter 14XX

保持对表曾被打开的次数的跟踪。当前与DEMO副本一起使用以确定DEMO版本失效条件之一(见SB-DB-OPENS-UNTIL-EXPIRE 14XX)

Table-Write-Lockout-Semaphore 14XX

如果表可安全访问设置成MAXIMUM-USER 14XX。否则设置成已占据信号量的用户数。如被占用，该表不可靠且不应作改变。

Number-of-Users 14XX

在该表中创建的用户总数。

Number-of-Volumes 14XX

表中卷的总数。

User-Names[MAXIMUM-USERS 14XX]14XX

表中以Pascal串格式表示的用户名(长度字节+字符)。注意：要求找表中下一名字，搜索数组中下一非另长串。

USER-Has-Owner[MAXIMUM-USERS 14XX]14XX

如为合法用户设为TRVE，否则为FALSE。

USER-Logged-ON[MAXIMUM-USERS 14XX]14XX

如该用户当前已被登录在表中设为TRVE，否则为FALSE。

User-Refresh-DB[MAXIMUM-USERS 14XX]14XX

如果需要通知该用户关于表中已作了改变，要求完全关闭/重启动表文件(如在用户已登录状态下要加入或移去卷等时)设为TRUE。

User-Receiving-Request 14XX

接收方的用户号，否则设成MAXIMUM-USERS 14XX。

User Sending_Request 14XX

发送方的用户号，否则设成MAXIMUM_USERS 14XX。

Volume_With_Request_Position 14XX

从涉及请求的卷记录文件开头算起的索引号，否则为0。

Request_Response 14XX

如果响应是肯定的且Request_Message有效则设定为TRUE。

Sender_Message 14XX

作为请求的一部分从发送者送到接收者的消息的Pascal风格串。

Response_Massage 14XX

作为请求的一部分从接受者送到发送者的消息的Pascal风格串。

DB_Header_Filler[400]

保留备用。应设为0。

Partition_Volume_Record[MAXMUM VOLUMES 14xx]14XX

在Volume_DB_Header 14XX之后跟有MAXIMUM_UOLVMES 14XX(200)Partition_Volume_Record’s 14XX。对其每一个字段描述如下：

Volume_Info 14XX

该字段是一个Partition_Volume_Header 14XX记录且包含有关表中下一卷的信息。参见下述对其字段的完整说明。

Users[MAXIMUM_VSERS 14XX]14XX

该字段是Partition_User_Record 144记录的一个数组并包含该卷直到MAXIMUM_USERS 14XX(200)用户有关的信息。见下述关于该字段的完整说明。

Partition_Volume_Header 14XX

关于该Partition_Volume_Header144记录的字段的说明如下：

Volume_Name 14XX

卷名的Pascal串。

Writer_User_Number 14XX

对该卷有写访问的用户数。若没有则设成MAXIMUM_USERS 14XX。

Volume_Last_Modified-Time 14XX

包括软件注意到卷被改动的最新时间。

Vol_Header-Filler[100]14XX

保留备用。应设为0。

Partition_User_Record 14XX

关于Partition_User_Record 14XX记录的字段的说明如下：

User_Number 14XX

这是表中的用户号。它必须等于用户[MAXIMUM_USERS 14XX]数组中它的索引号。

Write_ACCESS 14XX

如果用户有读/写访问，设为TRUE，否则为FALSE。

Mount_Access 14XX

如果用户想安装该卷以供访问，设为TRUE。

Anto_Update 14XX

如果用户希望对卷的变动和更新自动检查，设为TRUE。当为FALSE时下述Anto_Update_Check_Seconds 14XX字段为无效。

Auto_Update_checK_Seconds 14XX

当Anto_Updata 14XX是TRUE时，这代表了对卷的变化作再次检查前必须经过的秒数。

Last_Modified_Time 14XX

包含了用户注意到卷被改变的最新时间。

Reserred[50]

保留备用。应设为0。

由Preference_Record 14XX组成的优先权文件位于每一台主计算机上。这一信息的目的是允许每台主机在卷表内有一个唯一的用户号使得每一主机能登录入该卷表并对每一个文件系统有它自己的配置参数组。

File_Signature 14XX

它被设置成一个唯一值，该值表示下述信息作为Preference_Record 14XX是可信赖的最可能的合法数据组。

Admin_Expired 14XX

这是一个设置为TRUE或FALSE的值，它表示这是否是过期的软件的DEMO副本。

Total_Tables 14XX

该值指示了已被配置并在上次搜索中找出的卷表总数。这是一个在纯启动时希望被自动找出的数字。

SB_Process_Ticks 14XX

这是为了检查用户事件或表变化两次调用卷文件控制软件组成之间的时间值。

Monitor_DB_Ticks 14XX

这是在卷文件控制软件组成将检查表改变(例如来自另一用户对写访问的请求)前必须经过的时间值。

User_Name 14XX

这是一个字符串，表示在卷表登录时将被搜索的用户名，用户号将从用户名生成并用于随后的访问。

Admin_Password 14XX

这是一个字符串，表示为了访问该主机的卷文件控制软件组成的管理功能所需的当前口令字。

Volume_Volume_Names[MAXIMUM_Volumes]14XX

这是一个字符串数组，表示卷文件控制软件组成应搜索卷表时所处的文件系统名。

Pref_Filler[396]14XX

这是一个字节数组，这些字节是用作将来扩展用的位置保持器。

Ignore_Bad_Mounts 14XX

这是一个能设置成TRUE或FALSE的变量，它表示是否应当通知用户关于试图安装文件系统期间出现失败的错误。

Lockout_Access_Changes 14XX

这是一个能设置成TRUE或FALSE的变量，它表示是否允许用户对卷表作改动，例如请求改变读/写特权。如确定用户应不能改变任何设定该变量可由管理员设定。

Keep_DB_Volume_Locked 14XX

这是一个能设置成TRUE或FALSE的变量。它表示卷文件控制软件组成是否让卷表文件所在的文件系统保持锁定或不锁定。较佳的是它被设为TRUE，但这不是一个要求。

Keep_DB_Volume_Unmounted 14XX

这是一个能设置成TRUE或FALSE的变量并且表示卷文件控制软件组成是否应让卷表所在的文件系统保持不被安装。较佳的是它被置成TRUE，但这不是一个要求。

Volume_Node_Record 14XX是被卷文件控制软件组成使用的以链表形式出现的数据结构，每个被监控的文件系统对应一个。

Next_Volume_Node 14XX

这是一个变量，它是链表中指向下一个Volume_Node_Record 14XX的指针。

Volume_Reference_14XX

这是一个数据结构，它是对文件系统和它的与操作系统有关的内部结构的一个引用。为了加锁/解锁、安装/卸装以及找到诸如自由空间、最新修改时间等信息，它被用于引用该文件系统。

Volume_Check_Timer 14XX

这个变量是一个计时器，期满时表示此时该检查卷以了解它是否需要刷新。

Free_Megabytes 14XX

这个变量指示了文件系统上的自由空间量。

Volume_Record_Postion 14XX

这个变量是卷表中关于状态的指示，它描述了这个文件系统用于这个主机。

User_Record_Position 14XX

这个变量是卷表中关于状态的，它表示这个用户信息是用于这个主机。

SN_DB_File_Reference 14XX

这个变量是用于访问卷表自己的一种引用数据结构。

Volume_Enabled 14XX

这是一个变量，或者是TRUE或者是FALSE，它表示这个文件系统能或不能工作。不能工作的文件系统不具有与之相关的正常监控功能。这意谓着不能工作的卷即使需要也将不能被更新和刷新。正常情况下卷是能工作的，因而使文件系统能作为正常的实体参预系统工作。

对卷文件控制软件组成起全局作用的一些数据结构是：

SB_Admin_Prefereences 14XX

该Prefercnce_File_Record 14XX用于这个主机。

Head_Volume_Node 14XX

指向Volume_Node_Records 14XX的链表的开关，用于从头开始对链表的搜索。

Tail_Volume_Node 14XX

指向Volume_Node_Records 14XX的链表的末尾，用于插入新记录。

Current_Volume_Node 14XX

指向当前正被监控的Volume_Node_Records 14XX的指针。

Current_DB_Header_Ptr 14XX

指向表的当前Volume_DB_Header的指针(该表是当前正被监控的文件系统的主干)，如由Current_Volume_Node 14XX所指示。

Current_DB_Volume_Header_Ptr 14XX

指向属于当前正被监控的文件系统的当前Partition_Volume_Header 14XX的指针。

Current_DB_User_Record_Ptr 14XX

指向属于当前正被监控的文件系统的当前Partition_User_Record_14XX的指针。

SB_Pracess_Timer 14XX

一个定时器，指示当计前时期满时即检查下一个文件系统。

Monitor_DB_Timer 14XX

一个定时器，指示当计时期满时即检查是否有任何未处理的表请求。

Administration_Mode 14XX

一个变量，取值TRUE或FALSE，指示何时卷文件控制软件组成的操作具有可供用户使用的管理员功能。

Restart_Volume 14XX

一个变量，取值TRUE或FALSE，指示此时是否关闭并启动系统，撤销所有表并重新往回登录。

Suspend_Operations 14XX

一个变量，取值TRUE或FALSE，指示所有文件系统和表的监控是否应暂停。

图4是能在利用本发明的客户机A-B上同时实现的用于统一文件目录格式的数据结构详图。通过如上图2C讨论的协议转换模块268，该目录结构的维护可不管每个客户机上所用的操作系统如何。图4所示是存储器64的文件目录62和物理地址映射452。文件目录62包括卷标头454、目录记录456、文件记录458以及文件位置记录(范围)460。这一目录结构通常与提供给MacINtosh^计算机的System8操作系统相关的HFS文件目录格式有关。卷标头454包括卷名、它的创建日期，它的更新日期、软件锁，属性和特权列表、卷可用性位映射以及概括地定义该物理卷的许多其它参数。其记录456被引用的多个目录记录是与卷记录454相关联。每个目录记录包括一个指向父目录的指针、名字、建立时间和修改时间。其次就是与其文件记录458被引用的每个目录相关联的多个文件记录。每个文件记录包含名字、类型、锁定指示符、建立和修改时间以及其它文件级的信息。与每一文件和目录记录相关联的是其记录460被引用的多个文件位置记录。每个文件位置记录包括一指向文件开始的物理地址以及该文件长度的指示。如果文件存储在不相连接的段中，则将有一个上溢指示符指明该文件的下一部分物理地址和该部分的长度。正如在物理地址记录452中所指示的那样，文件位置记录地址和地址长度对应于该文件内容的实际物理地址位置。例如在文件位置记录460中，文件ONE列出为起始于物理地址1000，具有44个扇区长度。在物理地址记录452中，文件ONE起始于物理内存地址1000并延伸到物理地址1044。总长为44个扇区。每个操作系统都有其自己的文件目录结构，在许多方面不同于图4中所披露的那样。在上述图2C讨论的本发明的较佳实施例中，与每个客户进程214-216相关的协议转换模块268实施统一的文件目录格式，而不管每个客户机使用何种操作系统。这就确保在任一客户机上的任何应用程序间具有交叉平台兼容性而不管每个客户机上可能存在的OS如何。因而运行Macintosh System8^操作系统的客户机可以读写由另一个运行Windows NT^TM操作系统的客户机所创建的文件。

图5A-E示出了分别与图2A所示的客户机A和B相关联的进程214-216。每一客户机完成图5A-E中所示的所有效能。

与加电和登录有关的过程示于图5A。从过程500开始，设备驱动器和卷控制过程被加载到客户机。控制随后传递给过程502，在该过程中由用户定制的包括了锁定特性的设备驱动器被定位。另外，连接到包含有卷和控制表[见图2C]的物理卷的特定设备驱动器被标识。控制随后传递到判定过程504。在判定过程504，确定卷和访问控制表是否已创建。如果确定是否定的，则将控制传递给过程506，在这里卷控制过程向管理员提供一个模板，按此模块创建访问和卷控制表。控制随后传递到过程508，在这里新创建的访问和卷控制表被存储在具有用户定制的即可锁定的驱动器的卷上。随后控制传递给判定过程512。另一种情况是，在判定过程504中如果确定是肯定的，即卷控制表确存在，则将控制直接传递给判定过程512。

在判定过程512中，要确定信号量字段352[见图3A]是否为空。倘若确定是否定的，控制传递到510用于引入一延时，在该延时间隔后控制返回到过程512，当控制过程512到达肯定确定时，即访问控制表206[见图2A]的信号量字段352是空的，则将控制传递给过程514。在过程514，客户机标识符被写入该信号量字段。控制随后传递到过程516，在这里掌握访问和控制表的客户机读取该访问和控制表。控制随后传递到判定过程518。在判定过程518，确定字段352中的客户机识别符是否是运行该过程的客户机的I.D.。倘若确定是否定的，客户没有掌握对访问和卷表的控制。为此，控制返回到判定过程512。如果是肯定的，即判定过程518确定客户机已掌握了对访问和控制表的控制，则将控制传递给过程522。在过程522客户机读取该访问和卷控制表。控制随后传递到过程520。在过程520，客户机将它们的I.D.写入到访问控制表206中相应的登录字段356[见图3A]。控制再传到过程524。在过程524，客户机将它们的识别符从信号量字段352中移去从而释放访问和控制表。控制再传到过程526，在这里访问控制模块266[见图2C]控制运行此过程的特定客户机的访问和控制表中所示的那些特权对每个物理装置设定访问特权。正如上述图2C中所讨论的那样，这些特权是通过卷控制过程向命令接收模块98发送安装卷命令而设定，这些命令通过或者读特权或者读/写特权而完成。控制随后传递到连接框A。

图5B示出了在客户机上进行的与请求对文件系统或卷的写特权有关的过程。在连接框A处开始，控制传到判定过程550。在判定过程550中，确定卷控制过程266[见图2C]是否已收到一个写入请求。该写请求任何时候都可以通过图形用户接口(GUI)被卷控制过程所接收。该GUI允许用户选择特定的、该用户对它具有读特权的卷并要求将那些特权更改为写特权。如果得到的确定是否定的，即卷控制过程没有收到或没有生成写入请求，则控制传递到连接框D。另一方面，如在判定过程550得到肯定的确定，则控制传递到判定过程554。在判定过程554，确定访问控制表[见图3A]中字段352内是否存在信号量。在确定是否定的情况下，控制传到过程552以引入暂停。控制随后返回到判定过程554。当判定过程554得到肯定的确定，控制传到过程556，在这里发出写命令且运行该过程的客户机的标识符被写入字段352。控制再传到过程558。在过程558中用于字段352的值被读取。控制随即传到判定过程560。在判定560中，确定字段352中的值是否与运行该过程的客户机的I.D.相对应。倘若确定是否定的控制返回到判定过程554。另一方面，如果判定过程560中的确定是肯定的，则控制传递到判定过程562。在判定过程562，根据安装访问字段388[见图3B]确定这个特殊的客户机是否能够安装已被提出写入请求的卷。如果这个确定是否定的，则将控制传到过程570，过程570给出写入请求被拒绝的通知。控制随后传到连接框D。另一方面，如果在判定过程562中确定该卷对于运行该过程的这个特殊客户机是可安装的，控制便传到判定过程564。在判定过程564，根据字段396[见图3B]确定这个客户机是否能获得对特定卷的写访问或是否该客户机的请求访问被封锁了。如果得到的确定是肯定的，即该客户机不能获得写访问则控制传到上述讨论的过程570。另一方面，如果判定过程564中的确定是否定的，即客户机没有被封锁住去获得对卷的访问则控制传到判定过程566。在判定过程566，根据字段394[见图3B]和字段356[见图3A]确定当前的写入者是否事实上已从网络注销。如果那个确定是肯定的，则控制传递到过程572，发出卸装该卷命令。控制随后传到574，由卷控制过程266[见图2C]向命令接收模块98发送安装卷命令。这使卷被安装以反映最近的改变。控制再传到过程576，用运行该过程的客户机的I.D.更新卷控制表中的字段394[见图3B]。控制再传到过程578，客户机释放访问和卷控制表，把它们的信号量即I.D.从卷控制表的信号量字段352[见图3A]中移去。控制再传到连接框C。

另一方面，如果在判定过程566中当前写入者没有注销则控制传到过程568。在过程568，写请求被写入访问控制表的请求字段360[见图3A]。该请求包括了该请求所指向的卷的标识符；提出请求的客户机标识符；以及请求者的文本消息。从卷记录的字段396读取请求所指向的卷的标识符。文本消息可在由卷控制过程266[见图2]所提供的GUI界面中手动输入。控制随后传到判定过程580。在判定过程580中，响应消息和响应逻辑字段362与354[见图3A]分别被读取并根据这些字段确定写特权是否已被当前写入者放弃。在确定是肯定的情况下，控制传到上述讨论过的过程574。另一方面，如果该确定是否定的，则控制传到过程578，当前请求者将它们的I.D.从访问控制表信号量字段352[见图3A]中移去，随后控制传到连接框C。

图5C示出对另一个请求写访问特权的客户机的响应相关联的过程。过程部分始于连接框B且控制被传递到过程600。在过程600中，访问控制表，具体说是请求消息字段360[见图3A]被读出。控制再传到判定过程602。在判定过程602，确定与请求有关的客户机I.D.是否对应于运行该过程的客户机I.D.。如果确定是肯定的，即运行该过程的客户机就是请求所指向的客户机，则控制传到判定过程604。在判定过程604中，确定自动响应的能力是否对该特定客户机能工作。在一个较佳实施例中，可根据访问控制表的另一字段中的输入作出该确定。在该实施例中，有一个字段与每个客户机相对应，该字段中逻辑真状态表示能自动响应而逻辑假状态表示不能自动响应。如果判定过程604确定能自动响应，则控制将直接传到判定过程610。在判定过程610，根据客户机上的当前进程确定是否在这时放弃控制。例如，如果该客户机进行的大型再现项目正做到一半，否定的判定到达了。在得到这样的确定情况下，控制将传到过程614。在过程614，响应的客户机将把逻辑假状态写入访问控制表的响应消息字段362[见图3A]。控制将传到连接框D。

另一方面，如果判定过程602确定与请求有关的客户机不是运行该过程的客户机I.D.，则控制将直接传到连接框D。

另外，在判定过程604中，如果确定请求是由运行过程(过程框602YES)的客户机提出且进一步确定自动响应特性不能使用，则控制将直接传到过程606。在过程606中卷控制过程266[见图2C]的GUI部分向该用户提供一消息提示。用户对请求给出两种选择回答：是或否，并且在该响应中包括了一个基于文本的消息。该响应将被分别写入响应消息字段362和逻辑响应字段354中[见图3A]。控制随后传到判定过程608。判定过程608确定用户是否放弃了写特权。如果确定是肯定的，则控制传到过程616。在判定过程610中，如果确定写控制当时不能放弃，则控制也传到过程616。在过程616，逻辑真状态被写入访问控制表，具体说写入响应字段354[见图3A]。这表示收到请求且当前具有写特权的客户正好释放这些特权。控制随后传到618。在过程618中，被请求卷上的任何文件被关闭且该卷有关的读和写访问被卸装并被改装成只读访问模式。控制随后传到连接框D。

另一方面，判定过程608确定用户选择不放弃对被请求卷的写访问特权，则控制传到过程612。在过程612中逻辑假状态被写下到访问控制表，具体为它的逻辑响应字段354[见图3A]中。控制随后传到连接框D。

图5D示出了把写特权转换成对文件系统实际写访问过程的有关部分。过程部分始于连接框C，控制从这里被传递到判定过程650。判定过程650根据卷控制表[见图3B]中的字段392确定写请求所指向的卷是否事实上能使用。如果确定是否定的，则控制传到过程666，在这里卷控制过程266(见图2C)的GUI界面部分向用户传递一则消息，表明该卷不能使用且不能提供写访问。控制再传到连接框B。另一方面，在判定过程中得到肯定的确定，即写入请求所指向的卷事实上能被使用，则控制传到判定过程652。过程652确定是否要为运行该过程的客户机安装卷。如果确定是否定的，则控制传到658，卷控制过程266[见图2C]向命令接收模块98[见图2C]发送具有读写特权的安装命令。其结果是卷被安装并且有读写特权。控制再传到判定框654。另一方面，如果判定过程得到了肯定的确定，即卷被安装并具有或者读特权或者读/写特权，则控制也传到判定过程654。判定过程654确定文件目录级的软件锁位是否对该特定卷设为能起作用以及是否该软件锁位排除对该卷的访问。若确定是肯定的，则控制传到过程660。在过程660中软件锁和文件目录或者被旁路或者使之不能起作用。在较佳实施例中最好是旁路软件锁。其好处是防止不具有卷控制处理过程的网络上的用户无意中访问该受控的卷。控制随后传到判定过程656。另一方面，判定过程654确定或者在文件目录级上不存在软件锁或者在文件目录级上软件锁可以通过卷控制过程266的命令被旁路，则控制直接传到判定过程656。

判定过程656确定当前安装的卷是否具有读和写特权。如果确定是否定的，控制传到过程662，卷控制过程266向命令接收模块98[见图2C]发送对所请求的卷卸装卷随后安装卷R/W。对于该客户机其效果是重新把卷安装为具有读写特权。控制再传到连接框D。另一方面，如果判定过程656作出的确定是肯定的，即卷已被安装且安装为具有读写特权，则控制直接传到连接框B。由图5D过程引起的文件目录中的变化首先体现在与提供了写访问的卷对应的文件目录的高速缓冲器中的副本166中[见图2C]。高速缓冲器中的副本更新随后被倒回或写回到物理装置64上的文件目录中，导致体现了新访问特权的文件目录的相关设定。

图5E包括了与只读卷相关的过程部分。以只读状态被安装到卷上的客户机对于在该卷可能发生的目录中的变化，即对系统上的其它客户机要对该卷进行写时所发生的变化将不被更新。因而对于这些想要自动更新能力的客户机，图5E的过程提供了这种能力。该过程开始于连接块D，控制从这里传递到判定框700。在判定框700，根据卷控制表的字段384确定客户机当前以只读状态相连的任何卷是否被标记为自动更新。对于这些卷的每一个卷，这些特殊客户的最新修改字时字段386[见图3B]在过程702中被读出并与字段382相比较[见图3B]。这个处理过程的目的如下：

正常情况下，对卷具有只读特权的客户机将不刷新它们的用于该卷的本地的和高速缓冲中的文件目录副本。结果，该副本可能变得陈旧，即或者显示不再存在的目录/文件，或者不能显示确实存在的目录/文件。因而，重要的是具有只读访问的客户机在其它用户对卷作改变时能具有可选项使它们高速缓冲的目录副本被定期刷新。这种刷新和更新可选项由字段384[见图3B]提供。下一步控制传到过程704-706，确定是否需要刷新/更新。在过程704中，在最新卷改变的时间戳即字段382和为了获得文件目录新副本由客户机进行卸装和安装的最新时间即字段386之间进行比较。过程706确定客户的高速缓存目录副本是否陈旧。如果确定是否定的，客户机包括了驻留在卷上的文件目录的最新副体。由于不必更新，控制从而传到连接框A。另一方面，如果判定过程706作出肯家确定，即高速缓存的文件目录166[见图2C]是陈旧的，则控制传递到判定过程708。判定过程708确定访问控制数据库信号量字段352[见图3A]是否为空。如果确定是否定的控制则传递到过程710。过程710引入一暂停，此后控制返回到判定过程708。另一方面，如果判定过程708确定信号量字段352是可供使用的，则控制传到过程712，客户机I.D.被写入控制表206[见图3A]被写入到信号量字段。控制随后传到过程714，在这里访问控制表的信号量字段部分被读出且控制随后传递到判定过程716。判定过程716确定信号量字段中存在的客户机I.D.，是否与执行该过程的客户机I.D.一致。如果确定是否定的，则用户机没有掌握访问控制表且过程返回到判定过程708。另一方面，如果确定是肯定的，即客户机已掌握访问表的控制，则控制传到过程718。在过程718，由卷控制过程266[见图2C]向命令接收模块98发送一卷卸装命令并紧跟一只读访问安装命令。这就造成在过程720中文件目录166的已更新副本被显示给用户。用户显示可包括关于所有卷以及与这些卷有关的所有客户的状态，即安装/卸装，只读，读/写，锁定/解锁。控制随后传递到连接框A。

分布式数据库

图6所示为现有技术的客户数据库服务器的配置。其硬件组成包括客户机54-56，服务器60和存储器64。一个具有多个记录并且每个记录含有多字段的数据库754，被存储在存储器64中，该存储器通过一个SCSI连接与服务器60相连。而服务器60又通过一个LAN与客户机54和56相连。无论客户机54还是客户机56发出查询，以及对该查询作出相应，服务器60都将完成数据库功能750。然后服务器60将获得一份存储在物理装置64中的数据库拷贝752，并通过对记录的分类找出那些符合客户机查询的记录。接着，服务器仅将那些符合查询的记录提供给客户机。这种现有技术结构的好处在于能将大量的排序和搜索工作留给服务器，而允许廉价的客户工作站从事查询处理工作。

图7所示本发明的另一实例，其中共享资源，即数据库受到任何一个与之直接相连的客户机的分布式管理。这种结构的优点在于不需要服务器介入到那些存有数据库的物理装置和正在访问该数据库的客户机之间。这种结构的缺点是要求每个客户机实现一个完整的数据库引擎。不管这样，在某些数据库应用中，当数据库包括一系列字段，每个字段又含有指针指向立体图象，动画及音频文件时，应用现有发明将显示其优越性。在本例中，任何一客户机上的处理时间与图象传输过程的相关性，比起要寻找被传输的图象声音文件或动画的指针而进行的实际查询及分类过程来说关系更加紧密。在这些情况下。不让服务器成为一个瓶颈是有好处的。还有，对该实施例的一种修改将会让多个传统服务器(带有与LAN相连的客户机)全部与共享存储器直接相连，这将允许有更高的数据可用性，因为所有的数据将存储在单一的区域供所有的服务器访问(因而供所有的客户机访问)。

图7的组成包括分别标记为客户机A-B的客户机54-56，以及服务器60和存储装置64。数据库804驻留在物理存储装置64中并包含了适用于实现本发明实例的附加的字段。这些附加字段将在以下的图9A-B中作详细描述。存储装置64是与每个客户机A-B直接相联的。网络连接例如可以是如图2A所描述和讨论的光纤信道。这种网络在存储装置64和每个客户机之间提供了一条带宽非常高的通信路径。这将允许不妨碍服务器而进行高速传送位映图象，动画或音频片断，就象服务器被打上删除标记212消失了一样。客户机54-56每个都包含了数据库分类索引的一个高速缓冲副本，分类索引800与客户机54相连，而分类索引802则与客户机56相连。这些索引要从存储在实际物理装置64中的主索引定期刷新。客户机54-56中的任何一个将分别完成增强型数据库处理808-810。除了正常的数据库功能中的查询，配对及加锁，这些处理还包括记录的加锁，更新和卷控制功能，这将在以后详细讨论。数据库对个别记录和记录中字段的访问的相关性是借助客户驻留过程808-810与驻留在物理装置64中某一卷上的访问控制表206，卷控制表208和更新列表806之间的交互性而得以保持，卷是可供所有客户机访问读/写的。

图8A所示访问控制表206的详细数据结构。访问控制表与在图3A中描述及讨论的一样，这个访问控制表将在以下讨论的图12F所示处理过程中得以运用。

图8B所示为与存有数据804的可读卷64相关的卷控制表的详细数据结构。注意：在封锁字段396A中每个客户机54-56都被标注为逻辑假，意思是它们相对于该卷都拥有写特权。另外，客户机A和B在字段394A中都被标注为拥有进发写特权。

图8C所示为更新列表806[见图7]的详细数据结构。更新列表对于每个客户机字段830，包含了与正在编辑的客户机的字段相关联的相应记录指针832。增强型数据库过程808-810[见图7]将应用这个列表向所有正在阅读该相应记录的客户机广播对一个字段的更新内容。正如字段832所指出的，客户机54和56都正在阅读记录2中的字段。

图9A所示为关于图7讨论的数据库804的关系型数据库实施例804A相关联的详细数据结构。关系型数据库包括一个姓名表804A-1，一个工作地址表804A-2和一个家庭地址表804A-3。每个表包括多个字段，并且对于每个字段都有一个相应的锁定字段，在表804A-1中，每个记录有一个前缀字段和姓名字段。锁定字段856与每个前缀字段相关联，并且锁定字段856还与姓字段相关联。在工作地址表中，每个记录都有街道字段和城市字段。与每个街道字段相关联的是相应的字段锁862。与城市字段相关联的相应的字段锁864。家庭地址表804A-3的每个记录包括城市字段和街道字段。街道字段有一个相应的锁定字段868。城市字段有一个相应的锁定字段870。与每个表中的每条记录相关联的是自由字段860,866和872，它们将表明两种状态中的一种，活动的或是自由的。具有标记为活动状态的自由字段的一条记录包含着有效数据。而拥有标记是自由状态的自由字段的一条记录则没有数据，并且能被用于作为一条新的，增加的记录。一个标记为删除的自由字段则包括一条确定要从数据库中移去的记录，目的是要降低数据库的存储要求。从数据库中删除一条记录，可以把这条记录标记为自由，也可以把它标记为删除。向数据库增加一条记录可以通过把自由字段转变为活动字段达到，也可以采用物理方式向数据库中增加新的记录。与这些动作相关的处理将在图12A-12F中详细讨论。

图9B所示为关于数据库804的平直数据库实现804B相关的详细数据结构，数据库804B由行组成，每行对应一个单独的记录。该数据库包含一个前缀字段，一个姓字段，一个家庭和工作地址字段以及一个城市字段。与前缀字段相关联的是一个锁定字段880B。与姓字段相关联的是相应的锁定字段882B。与每一个家庭/工作地址字段相关联的是相应锁定字段884B。与每一个城市字段相关联的是相应的锁定字段886B。与每一个记录相关联的是相应的自由字段888B，其状态可能是活动的，自由的或是删除的。这些自由字段状态的作用与在图9A中讨论过的一样。

图10所示为每个客户机上用于管理分布式数据库的软件模块。客户机54和RAID存储器64被表示出来。RAID存储器64包含一个数据库和锁定字段804，客户机54包含运行时间监督器908，事务例行程序902，命令和路径截获904，缓冲器管理器908，锁定管理器906和锁定重定路由器910。

在运行中一个查询是由运行时间监督器900接收并被送到事务例行程序模块902。事务例行程序模块提出从存储媒体64截获记录的请求。该要求被命令或路径截获模块904截获。该命令路径截获模块在将请求继续传送到缓冲器管理器之前启动分布式管理功能，该功能将在图12A-F中详细讨论。缓冲器管理器908从位于存储器64中的数据库804中读出及写入数据。当一个事务请求被传送到命令和路径中断模块904，它会同样被传送到锁定管理器906。锁定管理器为需要的资源方发出锁定要求，该要求会被锁定重定路由器910所截获。锁定重定路由器910将负责完成字段锁定过程，这一点将在图12C-F中详细讨论。

图11所示为与分别位于客户机54-56上的分布式数据库过程808-810有关的总体处理流程。处理流程从过程950开始，在950中管理员将在一个特定的存储卷上建立一个数据库，该存储卷具有特定的字段和记录特性并允许多个写入者。数据库中的字段可以包含文本，数字数据，或是指向图象文件、音频文件及动画文件的指针。在较佳实例中，建立的数据库将具有多个用作将来用途的预定大小的多个空的/自由的、可用的记录。这样，新的记录可以被加入到数据库而无需要求改变物理存储器的空间。控制接着被派送到处理952，在那里，一个GUI会被提供给用户去接受和处理该查询。控制接着被传送到过程954，在那里可看到从数据库检索的记录。控制随后传送到子程序框956，子程序框956对应于更详细地示于图12A中的过程。控制随后传到判定框958。在判定框958，确定用户是否打算在正在观看的记录中编辑特定的字段作出。如果判定是否定的，则控制就传到判定框966。另一方面，如果判定是肯定的，也就是字段需要编辑，控制就传递到子程序框960。在子程序960中的过程将在图12C中详细描述。控制接着返回判定过程962。在判定过程962中，确定有关用户何时已退出正被编辑的字段。当决定是肯定的，即用户已退出该字段，控制就传到子程序模块964。子程序模块964对应于在图12D中更为详细的进程。执行该子程序之后控制返回判定过程966。在判定过程966中，确定该用户是否已退出该记录。如果确定是否定的，控制就返回到判定过程958，另一方面，如果判断是肯定的，即用户已退出记录，则控制就传到子程序框968。子程序框968对应于图12B中详细描述的进程。从子程序968控制传递到判定过程970。在判定过程970中，确定用户是否打算增加一个记录。如果答复是肯定的，控制传到子程序972，子程序972对应于图12F中详细描述的进程。从子程序972返回，控制传递到删除判定过程974。另一方面，如果在判定过程970中，确定是否定的，即用户不打算增加一条记录，接着控制就直接传到删除判定过程974。在删除判定过程974中，确定用户是否打算删除一个记录，如果确定是否定的，控制返回到查询过程952。另一方面，如果判定是肯定的，即用户打算删除一条记录，则控制就传到子程序模块976。子程序模块976包含的进程将在以下的图12E中详细描述。

图12A概述了与图11所讨论的观察记录子程序模块956相连的过程，过程从连接框A开始并传送到截获过程1000。在截获过程1000中，一个对应于被观看的记录的记录指针被命令路径截获模块904[见图10]所截获。控制传送到保留扇区过程1002，在保留扇区过程1002中，相应于记录更新表806[见图8C]的存储器64中扇区将被保留。控制然后传到保留确认判定过程1004。在保留确认判定过程1004中，确定该扇区是否已确实被保留。如果确定是肯定的，控制传到读扇区过程1006。在读扇区过程1006中，包含更新表的扇区被读出并且获得用于表中特定记录的指针，该表具有的I.D.与运行该过程的客户机的I.D.一致。控制接着传到过程1008。在过程1008中，从过程1000中得到的记录I.D.和/或者记录指针将写入相应于正在运行该过程的客户机的控制表中的字段。控制然后传到释放扇区过程1010。在过程1010中，正被读着的扇区被释放。控制然后返回到连接框B。

图12B所示为与上述图11所描述的子程序模块968相关的退出记录的过程。一个子程序从连接部分C开始，控制传到过程1030。在过程1030中，一个用户正在退出的记录的记录指针被命令路径截获模块904[见图10]得到。控制接着被传送到保留扇区过程1032。在这个过程中，存储器64上的包含更新表[见图8C]的扇区被保留。控制接着传到保留确认判定过程1034。在这个判定过程中，确定确认保留是否已被接受和完成，当得到肯定的确定时，控制被传送到读扇区过程1036。在读扇区过程1036中，更新表被读出并且获得用于与执行该过程的客户机相应的那张表中的特定行的一个指针。控制接着被传送到过程1038，在过程1038中，相应于运行该过程的客户机的记录I.D.字段被擦去。这表示用户不再观看该记录。控制然后传送到过程1040。在过程1040中，保留扇被释放并且控制通过连接框D返回。

图12C所示为由子程序模块960[参照图11]执行的用于编辑字段的过。子程序从连接框E开始，且控制传送到过程1070。在过程1070中，命令路径截获模块904[见图10]截获对应于被编辑字段的字段指针。控制接着传到过程1072，在过程1072中，保留扇区请求是为物理存储装置64[见图10]中的该字段被存储的扇区提出的。控制然后传送到确认判定过程1074。在确认判定过程1074中，确定被请求的扇区是否已确实被保留。如果确定是否定的，接着控制传到广播判定过程1076。在广播判定过程1076中，确定另一个当前正保留该扇区的客户机是否已广播该扇区已被释放的信息。如果确定是肯定的，控制将返回保留扇区过程1072。如果在判定过程1074中得到肯定的确定，控制接着传到过程1078。在过程1078中，该保留扇区被读出。接着控制传到判定过程1080。在判定过程1080中，确定正被请求有编辑权的有关字段是否确实自由的。这个确定是基于上述图9A-B中描述和讨论的锁定字段来作出的。如果确定结果是否定的，控制被传送到释放扇区过程1082.在过程1082中该扇区被释放，并且控制返回到广播判定过程1076。

另一方面，如果在判定过程1080中得到肯定回答，即该被请求的字段没有被锁定，接着控制被传送到过程1084，在过程1084中，锁定重定路由器910[见图10]把客户机I.D.写入要被编辑的锁定字段。控制接着传到释放扇区过程1086。在释放扇区过程1086中，被保存的扇区被释放，并且控制被传送到过程1088。在过程1088中，用户编辑所选的字段而控制经连接框F返回。

图12D所示为由子程序模块964[见图11]为退出编辑字段所完成的过程。结合图11中上面描述及讨论的子程序模块964对应于这些过程。子程序从连接框G开始，控制传到过程1100。在过程1100中，被退出字段的指针和相应的记录的指针由命令路径截获模块904[见图10]所得到。控制接着被传送到过程1102。在过程1102中物理存储装置上驻留有记录和字段的扇区被保留。控制接着被传送到保留确认判定过程1104。在判定过程1104中，判定扇区是否确实被保留。如果该确定是否定的，控制被传送到广播判定1106。在广播判定1106中，确定由哪个当前保留该扇区的客户机在什么时候释放该扇区。控制释放并随后转到过程1102。另一方面，如果在判定过程1104中得到肯定确定，即该扇区已经被保留，接着控制就传到过程1108。在过程1108中保留扇区被读出并且控制传到1110。在过程1110中，锁定重定路由器910[见图10]擦去与退出字段相关联的块字段，并且控制传送到过程1112。在过程1112中，命令路径截获模块904[见图10]把对被编辑字段的更新内容传送到物理存储装置64。控制然后被传送到过程1114。在过程1114中，更新表806[见图8C]被读出并按记录指针字段832[见图8C]进行分类。控制再传送到过程1116，在那里观察与刚被更新的字段有关的记录相同的记录的客户机就被确定。控制接着传到过程1118。在过程1118中，一条广播信息被发送到那些正在观察更新记录的客户机上。该信息包含一个对应于其字段刚被更新的记录的识别符。控制接着传到1120。在过程1120中，保留的扇区被释放，而控制经连接框H返回。

图12E示出了与删除记录相关的以及与上述图11所描述及讨论的子程序模块976对应的详细处理过程。该过程从连接框I开始，控制被传送到过程1150。在过程1150中，指向要被删除记录的指针由命令路径截获模块904[见图10]截获。控制接着传到过程1152。在过程1152中，位于物理存储装置中与要被删除的记录有关的扇区被保留。控制就传到判定过程1154。在判定过程1154中，确定要保留的扇区是否已确实被保留。如果确定是否定的，控制就传到判定过程1156，在判定过程1156中，确定其它已保留该扇区的客户机什么时候释放该扇区。当得到肯定确定时，控制返回过程1152。

另一方面，如果在判定过程1154中得到肯定确定，即该扇区已经被保留，则控制传到过程1158。在过程1158中，锁定重定路由器910[见图10]读出物理存储装置上包含该记录的扇区。控制接着传到判定过程1160，在那里，锁定重定路由器确定该记录中的所有锁定字段是否都是自由的。如果确定是否定的，即所有字段都不自由，另一个客户机正在编辑其中的一个字段，控制便传到过程1162。在过程1162，保留扇区被释放且控制返回到广播判定过程1156。

另一方面，如果在过程1160中得到肯定的确定，即待删除记录中的所有锁定字段是自由的，控制就传到过程1164，在过程1164中，锁定重定路由器910把删除指示符写入自由字段[见图9A-B]。控制接着传到过程1166。在过程1166中，锁定重定路由器916擦除被删记录中的所有字段。控制就传到过程1168。在过程1168中，该保留扇区被释放，控制则经连接框J返回。

图12F所示为与上述结合图11中的子程序模块972描述讨论的增加记录相关联的详细处理过程。控制从连接框K开始，接着传到过程1180。在过程1180中命令路径截获模块904[见图10]截获添加事务请求，并把控制传到过程1182。在过程1182中，数据库中所有记录的自由字段被分析，且控制被传到判定过程1184。在判定过程1184中，确定与数据库每个现有记录相关的任何自由字段是否包含一个自由标识符。如果确定是否定的，即没有这样的记录，控制就传到过程1186。在过程1186中，一个用于访问控制表的信号量字段352[见图8A]被抓到[见图5A，过程510-518]。接着控制传到过程1188。在过程118中，为数据库保留的实际物理存储空间通过增加新记录而增加。那些新记录的自由字段被用自由标积符所标记。控制接着传到过程1190。在过程1190中，控制表206[见图8A]的信号量字段352被释放。控制就返回到过程1192，

如果在判定过程1184中得到肯定的确定，即数据库中存在自由记录，则控制传到过程1192。在过程1192中，与自由记录有关的物理扇区保留。控制接着传到判定过程1194，在判定过程1194中，要确定扇区是否实际被保留。如果确定是否定的，控制就传到判定过程1196。在判定过程1196中，确定当前已对该扇区作了保留的客户机什么时候已释放了该保留。当这种确定是肯定的时候，控制返回到过程1192。另一方面，如果在判定过程1194中得到肯定的回答，即那个扇区事实上已被保留，接着控制就传到过程11989。在过程1198中包含自由记录的物理扇区被读出。控制接着被传送到过程1200。在过程1200中活动标识符被写入记录的字段[见图9A-B]。这表示该记录被投入使用。控制接着传到过程1202，在过程1202中，被保留的扇区被释放，并且控制经连接L返回。

分布式处理

图13A-C所示为在网络环境中对多个处理器的分布式控制的总体格式。网络环境可被配置为NAP模式或是客户服务器模式或两者共存。图13-A-C包括了与网络1300相连的客户机54-56和1302-1304。一系列的项目管理文件夹1302-1304可供网络上的所有客户机使用。每个客户机包含应用程序和分布式项目管理过程。客户机54包括分布式项目管理过程1310，客户机56包括分布式项目管理过程1312，客户机1302包括分布式项目管理过程1306，而客户机1304则包括分布式项目管理过程1308。该分布式项目管理过程每一个都具有选择一个项目管理文件夹以启动项目管理所选部分的处理并将所得结果文件存入装配位置的能力。这样，一个复杂的项目，诸如涉及图象编辑、再现和关键格式的转换的多媒体表现，可以通过网络环境中多个客户机的合作完成。

在图13B中，客户机54-56和1302每个都分别获得项目管理文件夹1314的相应拷贝1314A-C。每个客户机选择了项目管理文件[PMF]1314定义的项目的一部分。项目管理过程1310-1312和1306，在与PMF1314中所选部分有关的处理中分别把应用程序引入到它们相应的客户机上。当驻留应用程序完成所要求的任务，其结果被存入文件。

图13C所示客户机54-56和1302已经释放了它们的PMF1314的副本，并且，驻留过程1310-12和1306已经把本地应用程序生成的工作成果存储到网络上。客户机54把它的工作成果存入网络上的1330文件中，用于示例目的已图示地描述为图像帧的左手部分1500。客户机56把它的工作成果存入网络上的1332文件中，图示地描述为图像帧的中间部分1500。客户机1302把它的工作成果存入网络上的1334文件中，图示地描述为图像框架的右手部分1504。这些文件中每一个在网络上的位置都被记录在PME 1314中。

用于过程起始的下一个PMF是PMF 1318。客户机1302-1304已分别获得PMF 1318的相应副本1318C-D。这些客户机也将签名(sign on)加入这些PMF的某些部分的处理。

图14A-D所示与项目管理文件有关的数据结构。图14A所示为与项目管理文件夹对应的数据结构。所示项目管理者1314包括一个项目文件1450，一个容量表1350和处理选项模块1400A-B。

图14B所示为与容量表1350有关的数据结构。容量表1350包括了用于网络上的每一个客户机的一行/记录。对于每一个客户机记录应用可用性，字段1356-1362记录了在该客户机上的应用程序的可用性。对于每一个这些应用程序，都会生成一个表示由应用程序耗用的处理带宽百分比的指示符。例如，客户机A[54]用一个电子图像再现包1358表现出消耗了其处理容量的25％。一个CAD包1360则显示在客户机A[54]上它消耗了其处理容量的10％。再现包1362则显示它消耗了客户机A[54]的处理带宽的25％。最后，其余未指定的应用程序和操作系统将消耗客户机A的带宽的又一个10％。另外，文字处理包在字段1356中列为N/A表示该应用程序甚至没有驻留在客户机A[54]上。字段1352为每一个客户机且在本例中具体说是为客户机A[54]在字段1356-1361中记录了输入使用的累计值。这样，客户机A有一个标明占其总处理带宽70％的使用1352。而容量表中的其余字段则是以每秒百万条命令计算(IMPS)的处理速度1354。客户机A[52]正如列出的那样有266 MIPS的处理能力。网络上的所有客户机都能获得相应的信息。容量表中的每一条记录由分布式项目管理过程1306-1312中相应的一个来保持及更新。这些过程使操作系统的调用被生成。这些调用返回的变量对应于根据特定应用的基础分解的利用百分率。该过程然后把这些更新结果写入控制表中与它们的记录相关的对应字段中。这样，在一个公共位置上单个表被用于记录所有网络资源的百分比利用率。

图14C所示为对应于处理选项模板1400A-B的详细数据结构。典型地，一个处理选项模板与一个特定的应用程序相关联。一个处理选项模板会造成一个应用程序驻留在一个以特定方式执行的客户机上。例如，处理选项模板1400A与电子图像(Electric Image^)软件应用程序相关联。字段1402A-1408A分别记录着这个应用程序的合适的帧大小、压缩、格式、每秒帧数以及持续期指示符。在图14C所示的例子中，示出了大小为640×480的一帧。标明为JPEG压缩技术1404A。以每秒帧数表达的回放速率1406A标示在15，最后，动画的持续期1408A是2秒。

处理选项模板1400B与计算机辅助设计(CAD)应用程序相关。对于该应用程序，帧大小压缩技术和位深度优先分别标记在字段1402B-1408B中。X轴帧大小是24。Y轴帧尺寸是12，压缩技术是TIFF，而位分辨率是8字节。每个处理选项模板都可以用许多方式中的任何一种方式生成。处理选项模板可以由用户生成，该用户使应用程序工作、选择较佳的运算参数并把这些参数分类到相关的输出文件。另一方面，处理选项模板也可以管理方式生成并附加到就用于这样目的的外壳程序中的特定文件中。

图14D所示为项目文件1450的详细数据结构。项目文件包括一个具有签名字段1454的有标头和主优先字段1452。签名字段标明在网络上的众多客户机中间哪些已对项目签名。客户机A,B,C都显示在该项目上已有签名，而客户机D没有。没有一个客户机已经被要求或是被指定处于主机状态，因为在主机状态字段1452中的所有输入都为零。

项目文件1450包含一个资源请求部分。这个部分包含着为完成该项目所需应用程序的名称。另外，可执行路径字段1456为该应用程序命名了可执行文件。源数据文件字段1458指出哪些文件必须被每个应用程序所加载。这个特定的项目需要文字处理应用，电子图像应用，CAD应用和一个再现应用。电子图象应用需要一个名为“center.vsd”的源数据文件和一个标为c：\…\center.vsd的指向该文件的路径。该项目文件的第二部分是片段部分。两个片段部分被显示出。一般，这些部分的数量对应于网络上的客户机数量，这些客户机能同时从事与特定项目相关的处理。一些项目将有一个片段，然而其它能被分割到许多客户机之间的复杂的再现项目将有大量的片段。

每一个片段包含一个片段定义字段1460，一个程序项字段1462，一个存储路径字段1464，一个优先级字段1466，一个被处理字段1468和一个片段状态字段1470。

片段定义字段1460限定了一个特定片段的起点和终点。在第一片段中的电子图像应用的起点和终点列出为帧1-2。程序控制字段1462包含控制脚本，例如，Visual Basic^,Java^TM或是“DDE Script”，它们使应用程序以适合于该特定项目的方式去执行。注意：“application”这个单字包括了运行在计算机上的从AUTO-CAD^那样的高级程序到包括OS在内的低级应用的任何处理过程。存储路径字段1464指出结果将存放在哪里[见图13C的1330-1334]。字段1466决定了项目中应用程序和片段的处理次序。被处理字段1468指示了网络上众多客户机中的哪一个已经使其本地驻留程序去执行PMF的一个片段。例如，在片段1中，“a”标识符显示在客户机A上的项目管理过程已经着手电子图像任务的片段1的处理。最后，片段状态字段1470指出对于一个项目文件中的每一片段和每一个应用程序，该片段的状态是什么。可能的输入是“0”,“1”或者“2”。0输入表示该片段还未被处理，“1”输入表示该片段正在处理，而“2”输入表示片段处理已经完成，并且作为处理结果生成的文件已经被存入网络上的存储路径位置。项目文件的下一部分是装配部分，它包含字段1472-1478。字段1472是一个I.D.字段指明众多客户机中的哪一个已经完成最后的装配。字段1474包含与执行该任务相关的程序代码或是DDE序列。字段1478则指出网络上存放结果的位置。项目文件的下一部分是过程选项模板字段1480。这个字段列出每个应用程序的一个相应过程选项模板或过程选项模板路径。

图15A-B所示为分布式项目的两个例子。图15A显示了一个两维图像，其中将被再现的图像划为三部分，每个部分在一个独立的客户机上再现。部分1500是图象的左边部分，部分1502是图像的中间部分，而部分1504是图像的右边部分。每一部分都存储在网络上的相应文件1330-1334中。

图15B是一个含有六帧的动画序列。前两帧1522是由一个客户机创建的并存储在网络上的文件1330中。下一部分1524包含动画片的帧3和帧4，并且存储在网络上的文件1332。项目的最后部分1526是帧5和帧6，则存放在网络上的文件1334中。当文件1330-1334在最后装配期间被组合后完整的动画顺序1520就制作出来了。

图16A-D所示为一个客户机驻留应用程序1 550，它在一个分布式项目管理过程的指令下打开一个源数据文件[见图16A-B]，处理一个文件[图16C]和保存该文件[图16D]。与一片段相关的控制脚本1462[图14D]使该应用程序以这个方式执行，该代码被分布式管理过程卸载并被这些过程用来使该应用程序按预置方式执行。在图16A中显示了用于应用程序的GUI 1550。叠加在GUI上的是一个文件打开GUI 1554。文件打开GUI的启动工作可通过程序代码脚本，去完成在文件菜单1552中出现的文件打开命令。在GUI操作器1554中是一个预览窗口1556，从中可显示被选中文件1558的内容。在图16B中，与文件1558相关的图像1560在GUI 1550中被展示。

在图16C中项目管理过程发出可执行代码的下一行到CAD应用程序，结果使阴影操作从工具目录1562中被选中。作为这个选择的结果，CAD应用程序对图像1560的一部分1564打阴影并显示。在图16D中下一行代码是由分布式管理过程递给应用程序。收到下一行代码后，便使应用程序去执行从菜单树1552上找到的文件“另存为”功能。作为响应，一个“另存为”GUI界面1566被启动，而名为“center.vsd”的文件被放到文件名窗口。接着，与刚被处理的片段对应的文件被存入网络。

图17A-F显示了各种分布式项目管理过程的处理流程图表。

图17A所示为创建项目过程。从初始框开始，控制传到过程1652，在过程1652中，一个项目文件被创建，在一个较佳实施例中，用户被显示一个GUI界面，与图14D显示的并没有不同。使用该模板他们为项目文件输入各种参数。控制接着传到过程1654。在过程1654中，过程选项模板被创建。在一个较佳实施例中，这些也可由用户通过类似于图14C中所示的GUI界面创建。控制接着传到过程1656。在过程1656中，该过程管理文件和相应的过程选项模板被存储在网络上。控制随后传到连接框A。

图17B示出了与维持图14B所示利用/容量表1350相关的处理过程。如上所描述和讨论的，分布式管理过程1302,1304,1310和1312[见图13A-C]独立地执行这些处理步骤。从连接框A开始，控制传到过程1680。一个功能调用被发送到OS去取得由应用分解的利用信息。控制接着被传送到过程1682。在过程1682中，利用率表被发现并读取。控制接着被传送到过程1684。在过程1684中，利用率表中与运行该过程的客户机对应的行记录被识别。控制接着传到过程1686。在过程1686中，从上面处理1680中得到的值被放入利用率表中的适当字段内。控制接着被传送至过程1688。在过程1688中，送入利用率表的客户机处理速度被从表中读出。控制接着传到过程1690。在过程1690中，功能调用被发送到OS以取得该客户机的处理速度。控制然后被传送到判定过程1692。在判定过程1692中，确定表中的输入是否对应于正在运行该过程的客户机的真正处理速度。如果两者不匹配，那么控制被传送到过程1694，在那里表中的输入被更新以反映该客户机的现行处理能力。控制接着传到连接框B。另一方面，如果在判定过程1692中得到肯定的确定，即对该客户机而言该利用率表中的输入是正确的，那么控制就直接传到连接框B。

图17C所示为当主/从关系被启用后执行的分布式管理过程部分。对于分布式处理的管理基本上有两种操作模式。在主/从模式中，无论预置为主机状态或是先取得PMF再取得主机状态的客户机都支配着项目文件所有片段的后续处理过程。在另一实施例中，实行对等分布式处理方案。在该对等处理方案中每个客户机要不断寻找一个未完成的PMF来处理。

图17C中，处理从连接框B开始，下一个PMF从先进先出(FIFO)队列中被选出，并且对该PMF的处理持续到文件中的所有片段完成。以及最后装配被执行。在另一个较佳实施例中，下一个PMF将被定义为具有未完成片段的任何文件或尚未最后被装配的任何文件。控制接着传到过程1722，在该过程中被选定的PMF被读出。控制随后传到判定过程1724。在判定过程1724中，确定该特定项目管理文件夹是否能被设置为主/从状态工作。如果确定是否定的，控制传到连接框D。另一方面，如果确定是肯定的，则控制就传到判定过程1726。在判定过程1726中，根据主机字段1452[见图14D]，确定是否有任何主机已对该项目管理文件夹发出开始工作信号(sign on)。如果确定是肯定的，则控制传到连接框C。另一方面，如果确定是否定的，控制并进到判定过程1728。在判定过程1728中，确定在主机状态字段1452[图14D]中被指定为主机状态的客户机是否拥有一个与我方(即运行该过程的客户机)I.D.对应的I.D.。如果判定是否定的，则控制传到连接框C。另一方面，如果确定是肯定的，则控制传到处理1730。在过程1730中，客户机发出开始作为接受主机状态的信号，并通过在项目管理文件夹中的适当字段1454写入一个签名标识符的方式完成。控制接着传到过程1732。在过程1732中，利用表被读取以确定从机的可用性和处理容量。控制接着传送到过程1734，在过程1734中，取得片段状态字段1470[图14D]中尚未标有“2”的且具有最高优先权的片段记录，并确定该片段所要求的应用程序1456。控制接着传送到过程1736。

在过程1736中该主机从事于从机请求和/或从机分配处理。只有那些拥有本地驻留应用程序并与该片段的应用程序相匹配的从机被选中。另外，在过程1732中确定的拥有更多可用处理能力以及较小利用率的从机，将优先于那些具有低处理速率和有限容量的从机。控制接着传到判定过程1738。在判定过程1738中，确定从机是否已接受从机状态。对那些已接受从机状态的从机，控制传到过程1740，在那里从机I.D.被确定。控制接着传到过程1742。在过程1742中，基于那个PMF片段，该从机被指派去处理的信息由主机发送给从机。该信息包括：从机从事该处理将需要的指向源文件的指针，指示哪个片段要被处理的片段定义，使从机能启用它的驻留应用程序的可执行代码序列以及过程选项模板。最后，主机向从机发送一个从机存储其工作成果的网络位置指针。控制接着传到判定过程1744。在判定过程1744中，确定是否存在任何未完成的其余片段，如果存在，控制就返回到判定过程1738去进行下一个从机的选择。如果没有未完成的其余项目，则控制传到判定过程1746。在判定过程1746中，确定是否所有从机都已完成它们的工作。完成工作是根据项目文件中的从机的输入，具体说是根据片段状态字段1470[见图4D]予以确定的。当确定是肯定的，即所有片段都已被处理，则控制传到过程1748。在过程1748中，主机按照包含在项目文件[见图14D]中的装配部分中的指令完成了项目文件片段的最后装配。控制接着传到过程1750。在过程1750中，主机在PMF中，具体说是字段1472中写入一个状态标识符，表明最后装配已经完成并且这个项目管理文件夹可以被关闭。控制然后传到连接部分A。

图17D所示为由从机所从事处理过程。处理由连接框C开始，接着控制传到判定过程1780。在判定过程1780中，确定主机请求是否被收到。如果确定是否定的，控制传到连接框B。另一方面，如果确定是肯定的，那么控制传到过程1782。在过程1782中，该从机向主机发出一个肯定的响应，表示它们已接受从机状态。控制接着传到过程1784，在那里从机从主机那里接收处理其被指派的项目文件片段对它所必须的信息。控制接着传到过程1786，在过程1786中，从机使指定的应用程序运行并用适当的控制脚本和过程选项模板控制该应用程序。这使得该应用程序执行其指定的功能。控制接着传送到过程1786。在过程1786中，从机把状态“1”标识符写入该项目文件[见图14D]中相应的片段状态字段1470。这向任何读该项目文件的客户机表示该片段当前正被从机处理。控制接着传到判定过程1788。在那里，从机确定该驻留应用程序是否已完成它的项目片段。当确定是肯定的时候，控制被传送到过程1790。在过程1790中，使该应用程序把它的工作成果存入处理1784指定的位置，并关闭该应用。控制接着传到过程1800。在过程1800中，一个片段完成标识符“2”被写入项目文件中的适当的字段1470。控制然后传到连接框B。

图17E显示了与客户机之间对等关系有关的而不是与主从关系有关的分布式项目处理部分。处理从连接框D开始，控制接着传到过程1820，在那里下一个PMF被读取。控制接着传到过程1822，在那里利用率表被读取，控制接着传到过程1824，在那里PMF中的片被优先权分类，并确定哪一片段还未完成。该判断是基于上面提及并讨论的优先权1466和片段状态1470字段[见图14D]。控制接着传到判定过程1826，在判定过程1826中，确定是否还有任何未完成的其余片段。如果确定是否定的，则控制传到连接框E。另一方面，如果得到肯定的确定，即还有其余的片段待处理，则控制就传到过程1828。在过程1828中，确定与下一个优先化片段有关的应用程序是否能在运行该处理的客户机上得到。控制接着到达判定1830，在那里进行该确定。

在过程1736中主机从事于从机请求和/或是从机分配处理。只有那些具有本地驻留应用程序且它们与用于该片段的应用程序1456相匹配的从机被选中。另外在一个较佳实施例中，正如由过程1732中确定的具有更多可用处理能力和较小利用率的从机将优先于那些具有较低处理速度和有限容量的从机。如果运行该过程的客户机没有被调用的应用程序，控制传到连接框B。另一方面，如果得到肯定的确定，即客户机拥有必需的驻留应用程序，那么控制传到过程1832。在过程1832中，客户机发出信号对项目文件中的一个片段开始工作。一个客户机通过在该项目文件[见图14D]中的适当片段状态字段1470里写入状态“1”标识符来做到这一点。控制接着传到过程1834。在过程1834中，客户机从处理文件中读取合适的片段信息，包括一个指向源文件的指针，片段定义，应用程序处理代码，过程选项模板和/或是指向过程选项模板的路径说明，以及一个用于存放工作成果的指定位置。控制接着传到过程1836。在过程1836中，客户机利用程序代码序列和从项目文件提供给它的过程选项模板使它们的驻留的应用程序能工作。控制接着传到过程1838，在那里已完成项目的应用程序存储它的工作成果。该存储位置对应于指定的源路径1464[见图14D]。控制接着传到过程1840。在过程1840中，状态字段1470中适当的一个被更新为状态“2”，以表示在项目文件中该特定片段已经完成。控制接着传到连接框B。

图17F显示了与所有片段已完成的一个项目文件的再装配有关的以对等关系从事的那些过程。过程从连接框E开始，然后进到过程1860。在过程1860中，项目管理文件夹被读取。控制接着传到判定过程1862。在判定过程1862中，根据项目文件[见图14D]中的最后装配字段1472确定PMF是否已经被装配。如果确定是肯定的，控制返回到连接框B。另一方面，如果得到的是否定的确定，即PMF还没有受到最后装配，那么控制传到过程1864。在过程1864中，将按照存储在PMF中的装配指令进行最后的装配。控制然后传到过程1866。在过程1866中，适当的最后装配字段被标上一个状态“2”，表明最后装配已完成。控制就返回到连接框B。

应用程序内调用

Distribute_Process(POT_File_Pathname,Project_File_Pathname)

来自到说明

MPA MSB

MPCA MSB

Launch_Process

来自到说明

SSB SPA

MSB SPA 如果需要主机处理功效的话

(尚未打开)Process_Segment (PMF_File_Pathname,Plugin_ID,Timestamp,Segment_Parameters)

来自到说明

SBPI SPA

SBPI MPA 如果需要主机处理功效的话Processing_Segment(PMF_File_Pathname,Plugin_ID,Timestamp,Segment_Parameters)

来自到说明

SPA SSB 指示被请求段的处理已实际开始

MPA MSB 指示同上，用于需要主机处理功效的场合下

Segment_Done(PMF_File_Pathname,Plugin_ID,Timestamp,Segment_Parameters)

来自到说明

SPA SSB 指示被请求段的处理完毕

MPA MSB 指示同上，用于需要主机处理功效的场合

Quit_Process

来自到说明SSB SPAMSB SPA 如果主机处理功效被用过

(开始时未打开)Assemble_Process(PMF_File_Pathname,Plugin_ID,Timestamp)来自到说明SBPI SPA 当插件本身不能装配结果时的任选装配方法SBPI MSB 同上，用于需要主机处理功效的场合Assemble_Done(PMF_File_Pathname,Plugin_ID,Timestamp)来自到说明SPA SSB 如在处理帮助下装配完毕，指示完成MPA MSB 同上，用于需要主机处理功效的场合Process_Complete(POT_File_Pathname,Project_File_Pathname)来自到说明MSB MPA 指示整个处理完成MSB MPCA 同上Studio BOSS到StudioBOSS调用用于过程控制SB_Processing_Segment(PMF_File_Pathname,PMF_Reference)来自到说明MSB SSBSB_Process_Segment(PMF_Reference)来自到说明SSB MSB 指示被请求段的处理实际已开始SB_Segment_Done(PMF_Reference)来自到说明SSB MSB 指示被请求段的处理完毕SB_Quit_Process(PMF_Reference)来自到说明MSB SSB 过程段完毕后被调用来清除处理SB_Assemble_Process(PMF_Reference)来自到说明MSB SSB 被调用来装配过程结果

(当插件/应用在MSB上不能使用)用于仲裁主/从控制SB_Become_Slave(PMF_File_Pathname,PMF_Reference)来自到说明MSB SSB 被调用成为从机SB_Slave_responsee(PMF_File_Pathname,PMF_Reference,Response)来自到说明SSB MSB 响应(真/假)是否它将是用于该过程的从机SB_Become_Free来自到说明MSB SSB 释放从机插件调用PI_Process_Segment(PMF_File_Pathname)被调用给分布式过程段，造成Process_Segment IAC调用。PI_Assemble_Process(PMF_File_Pathname)

被调用来装配过程结果。该插件或者可以不用任何过程应用交互作用而装配结果，或者它可以作为任选项发出Assemble_Process IAC调用去装配每样东西。

符号表

MPA 主进程应用

MPCA 多进程控制器应用

PI 插件

PMF 过程管理文件

SB Studio BOss

MSB 主Studio BOSS

SSB 从Studio BOSS

POT 过程选项模板

SBPI 在MSB或SSB内存活的Studio BOSS插件

过程选项模板(POT)模板_签名(应用特定的选项)POT示例，内存中装配的结果-用于基于帧的过程模板_签名位_深度帧_大小_X帧_大小_YPOT示例，文件中装配的结果-用于基于时间的过程模板_签名帧_大小帧_每_秒压缩算子起始_时间结束_时间PMF项目_文件_路径其余_段_到_过程过程_应用_签名主导主机ID装配_方法数量_关于_从机(对于每个从机，如下)从机_ID段_被_处理段_状态(不_处理，处理_正在_进行，处理_完成)结果_位置过程_选项_模板

前面对本发明的一个较佳实施例的描述是为了解释和描述的目的。它并不试图一一列举或把本发明局限于已公布的精确形式。显然许多修改和改变对本领域的熟练实际工写入者来说是明白的。因此本发明的范围将由下述权利要求书及其等效文件所限定。

Claims

1．一种用于管理数据存储卷和对与该数据存储卷相连的多个客户机提供独占写访问的卷管理系统，其特征在于，该卷管理系统包括：

与所述数据存储卷相关联的一张控制表，所述控制表包括：

a)用于指示该控制表是否可供使用的可用性指示；

b)用于指示对该数据存储卷的拥有权的识别指示；以及

多个控制过程，每一个在所述多个客户机之一上执行，所述多个控制过程请求并获得关于所述控制表的独占拥有权以向所述多个客户机的每一个提供对该数据存储卷的独占写访问。

2．如权利要求1所述的卷管理系统，其特征在于，所述控制表进一步包括：

c)用于指示所述多个客户机的每一个对所述数据存储卷的访问特权的安全性指示；以及

所述多个控制过程进一步包含：

用于拒绝该多个客户机之一对该数据存储卷的写访问的过程，该一个客户机在所述控制表中列出的安全性指示具有对该数据存储卷的只读访问特权。

3．如权利要求1所述的卷管理系统，其特征在于，所述多个控制过程进一步包括：

用于更新位于具有只读访问特权的多个客户机的每一个客户机上的与该数据存储卷对应的一个文件目录表的过程。

4．如权利要求2所述的卷管理系统，其特征在于，所述多个控制过程包括：

5．如权利要求1所述的卷管理系统，其特征在于，所述多个控制过程进一步包括：

用于在对所述数据存储卷具有独占写访问的多个客户机之一的监示器上显示一条释放独占写状态请求的过程；以及

用于从该多个客户机之一的输入设备接收对该释放请求的肯定或否定响应的过程。

6．如权利要求1所述的卷管理系统，其特征在于，所述多个控制过程进一步包括：

用于在客户机的监视器上显示该多个客户机的每一个关于该数据存储卷的状态的过程，该状态包括：只读和读/写。

7．如权利要求1所述的卷管理系统，其特征在于，所述多个控制过程进一步包括：

用于在该多个客户机的每一个初始加电期间对把该多个客户机的每一个与该数据存储卷相连的多个数据存储卷驱动器的每一个锁定的过程；以及

用于在启动请求和获取过程时将该多个数据存储卷驱动器的每一个解锁的过程。

8．如权利要求1所述的卷管理系统，其特征在于，所述多个控制过程进一步包括：

用于接收所述多个客户机的第一个至所述多个客户机的第二个的消息及把该消息写入所述控制表的过程；

用于确定在所述控制表中一则消息存在以及在所述多个客户机的第二个的监视器上显示该消息的过程。

9．计算机系统中一种用于与一数据存储卷相连的多个客户机之间实行对该数据存储卷的互斥写访问的方法，其特征在于，所述实行互斥写访问的方法包括如下动作：

创建一个与所述多个客户机的每一个相连的控制表，用于存储控制表可用性指示和对该数据存储卷的拥有权指示；

在所述多个客户机的第一个处检测写请求，

响应于所述检测动作，在所述多个客户机上的第一个启动-请求例程，其中，所述请求例程包含如下动作：

a)基于对该数据存储卷的拥有权指示确定所述多个客户机的另一个对所述数据存储卷有写访问；以及

b)响应于所述确定动作，向其它所述多个客户机发送一释放请求以释放写访问；

c)对来自所述其它多个客户机的肯定通知作出响应；

ⅰ)用第一客户机的拥有权指示替换该拥有权指示；

ⅱ)安装所述数据存储卷用于写访问；以及

在所述第二所述多个客户机处获得所述释放请求；

响应于所述获得动作启动在所述多个客户机的第二个上的释放例程，其特征在于，所述释放例程包含下述动作：

a)释放对所述数据存储卷的写访问；以及

b)向所述第一客户机发送关于所述释放动作的肯定通知。

10．如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述请求例程和所述释放例程可以起源于多个不同的文件系统协议。

11．如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述创建动作进一步包含下述动作：

提供在所述控制表中存储安全性指示用于为多个客户机中的每一个指示对数据存储卷的访问特权；以及

所述检测写请求动作进一步包含下述动作：

拒绝在所述控制表中具有安全性指示指明对该数据存储卷为只读访问特权的多个所述客户机之一提出的对该数据存储卷的写请求。

12．如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述用于实行互斥写访问的方法进一步包括下述动作：

当对所述数据存储卷文件目录作出改变时更新位于对该数据存储卷具有只读访问特权的多个客户机之一上的数据存储文件的副本。

13．如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述用于实行互斥写访问的方法进一步包含下述动作：

在对所述存储卷具有独占写访问的多个客户机之一的监视器上显示一个释放独占写状态的请求；以及

从多个客户机之一的输入设备接收对该释放请求的肯定和否定响应。

14．如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述用于实行互斥写访问的方法进一步包含如下动作：

在该多个客户机之一的显示器上显示多个客户机的每一个关于该数据存储卷的状态，该状态包括：只读，读/写。

15．如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述用于实行互斥写访问的方法进一步包含下述动作：

在多个客户机的每一个的初始加电期间锁定把该多个客户机中的每一个与该数据存储卷相连的多个数据存储卷驱动器的每一个；以及

在启动该请求和获得过程时解锁该多个存储卷驱动器的每一个。

16．如权利要求9所述的方法，其特征在于，所述用于实行互斥写访问的方法进一步包括下述动作：

接收从所述多个客户机的第一个到所述多个客户机的第二个的消息以及把该消息写入所述控制表；

确定在所述控制表中存在一则消息；以及

在所述多个客户机的第二个的监视器上显示该消息。

17．一种计算机可用的媒体，其中包含了计算机可读程序代码装置用于在与该数据存储卷相连的多个客户机之间实行对该数据存储卷的互斥写访问，其特征在于，在所述制造商成品中该计算机可读程序代码装置包括：

计算机可读程序代码装置，用于创建一个与多个所述客户机中每一个相连的控制表用来存储控制表可用性指示和该数据存储卷的拥有权指示；

计算机可读程序代码装置，用于使计算机在所述多个客户机的第一个处检测写请求；

计算机可读程序代码装置，用于对所述写请求检测的响应使计算机启动在所述多个客户机的第一个上的请求例程，其中，所述请求例程包含下述动作：

b)响应于所述确定动作，向所述其它多个客户机发送释放一请求以释放写访问；

c)对来自所述其它多个客户机的肯定通知作出响应；

ⅰ)用第一客户机的拥有权指示替换该拥有权指示；

ⅱ)安装所述数据存储卷用于写访问；以及

计算机可读程序代码装置，用于使计算机在所述多个客户机的第二个处获得所述释放请求；

计算机可读程序代码装置，用于使计算机响应于所述释放请求的所述获得启动在所述所述多个客户机的第二个上的释放例程，其中，所述释放例程包含如下动作：

a)释放对所述数据存储卷的写访问，以及

b)向所述第一客户机发送关于所述释放动作的肯定通知。

17’．一种分布式数据库管理系统，用于管理具有多个可访问记录的数据库，以及用于向连接到该数据库的多个用户机提供对每个记录中的每一个字段的独占编辑访问，其特征在于，该数据库管理系统包括：

多个锁定字段，每一个与多个可访问记录的字段中对应的一个相关联；

多个相关性过程，每一个在多个客户机中对应的一个上被执行，所述多个相关性过程用于接收编辑字段的请求，以及用于通过对与该被编辑字段有关的所述多个锁定字段之一发出独占拥有权，在对该字段不存在现有字段锁定时授予该请求对该字段编辑，以及用于在收到退出编辑请求后对与该编辑字段有关的所述多个锁定字段之一解除要求独占拥有权；以及

多个数据库处理过程，每一个在所述多个客户机之一上被执行，所述多个数据库用于接收查询，用于对该查询响应以数据库提供记录，用于接收请求对记录中的字段编辑以及用于将该编辑字段的请求传递到相应的相关性过程以及用于接收退出编辑该字段的请求并把该退出编辑该字段的请求传递到相应的相关性过程。

18．如权利要求17所述的分布式数据库管理系统，其特征在于，所述多个数据库处理过程进一步包括：

用于接收记录删除命令、用于擦除记录字段以及用于把所述记录用“自由”标识符标记的过程。

19．如权利要求18所述的分布式数据库管理系统，其特征在于，所述多个数据库处理过程进一步包括：

用于通过定位具有“自由的”指示符的记录及把所述指示符改为“活动的”而添加一条记录的过程。

20．如权利要求17所述的分布式数据库管理系统，其特征在于，所述多个数据库处理过程进一步包括：

用于保持一个被该多个客户机中每一个观看的该记录列表的过程。

21．如权利要求20所述的分布式数据库管理系统，其特征在于，所述多个数据库处理过程进一步包括：

用于响应退出对第一记录的第一字段编辑的请求的过程，通过向与该列表中第一记录有关的那些客户机广播一则退出编辑通知而完成。

22．如权利要求17所述的分布式数据库管理系统，其特征在于，所述多个数据库处理过程进一步包括：

用于通过接收来自退该编辑字段的客户机的广播而确定何时移去现存的字段锁的过程。

23．如权利要求17所述的分布式数据库管理系统，其特征在于，所述多个数据库处理过程进一步包括：

用于通过抓取对该数据库的独占写访问，添加记录以及释放该独占写访问而添加一条记录的过程。

24．如权利要求17所述的分布式数据库管理系统，其特征在于，所述多个数据库处理系统进一步包括：

锁定字段，它们是数据库的一部分。

25．计算机系统中用于管理具有多个可访问记录的数据库，以及用于向与该数据库相连的多个客户机提供对每个记录中的每个字段的独占编辑访问的一种方法，其特征在于，该用于管理数据库的方法包括下述动作：

在所述多个客户机的第一个处删除编辑一字段的请求，

响应于所述删除动作，启动在该所述多个客户机的第一个上的相关性例程，其特征在于，所述相关性例程包含下述动作：

a)基于与该字段有关的拥有权指示确定所述多个客户机的另一个对该字段有编辑访问；以及

b)响应于所述确定动作，等待与该字段有关的拥有权指示被解除要求；

c)对与该字段有关的拥有权指示被解除要求作出响应；

ⅰ)把第一客户机拥有权指示附着到要被编辑的字段；以及

ⅱ)提供对该字段的编辑；

获得退出在第一所述客户机处编辑字段的请求，

响应于所述获得动作，启动在该第一所述多个客户机上的相关性例程，其中，所述相关性例程包含下述动作：

a)从该字段移去该第一客户机拥有权指示。

26．如权利要求25所述的方法，其特征在于，用于管理该数据库的该方法进一步包含下述动作：

接收记录删除命令并对此作出响应：

a)擦除该记录的字段；以及

b)用“自由的”指示符标记该记录。

27．如权利要求25所述的方法，其特征在于，用于管理该数据库的该方法进一步包括下述动作：

接收记录添加命令并对此作出响应；

a)定位具有“自由的”指示符的记录；以及

b)把所述“自由的”指示符改为“活动的”指示符。

28．如权利要求25所述的方法，其特征在于，用于管理该数据库的该方法进一步包括下述动作：

观看记录并对此作出响应；

a)更新被该多个客户机的每一个观看的记录的列表。

29．如权利要求28所述的方法，其特征在于，用于管理该数据库的方法进一步包括下述动作：

通过向与该列表中第一记录有关的那些客户机广播一则退出编辑通知而对退出对第一记录的第一字段编辑的请求作出响应。

30．如权利要求25所述的方法，其特征在于，用于管理该数据库的方法进一步包括下述动作：

通过接收来自退出该编辑字段的客户机的广播而确定何时移去现存的字段锁。

31．如权利要求25所述的方法，其特征在于，用于管理该数据库的方法进一步包括如下动作：

通过抓取对该数据库的独占写访问，添加记录以及释放该独占写访问而把一个记录添加到该数据库。

32．如权利要求25所述的方法，其特征在于，用于管理该数据的该方法进一步包括下述动作：

在所述数据库中创建所述锁定字段。

33．一种分布式项目管理系统，用于在连有多个客户机的网络上管理项目，其特征在于，该分布式项目管理系统包含：

至少一个存储在该网络上的项目管理文件夹，且所述项目管理文件夹包含至少一个记录而所述至少一个记录包括：源文件名，源文件位置，第一应用名，第一应用程序代码，第一应用目标文件名，和第一应用目标文件位置；

多个管理过程，每一个在所述多个客户机的相应的一个上执行，所述多个项目管理过程用于读取所述项目管理文件夹中的至少一条记录和用于使与所述第一应用名对应的驻留应用去读取所述源文件，按照所述第一应用程序代码实行对所述源文件的操作，以及把所得的工作成果用目标文件名以文件形式存储在该目标文件位置上。

34．如权利要求33所述的分布式项目管理系统，其特征在于，在目标文件位置上存储该所得工作成果的所述多个管理过程进一步包括：

用于在该至少一个项目管理文件夹中标记该至少一个记录已完成。

35．如权利要求33所述的分布式项目管理系统，其特征在于，所述多个项目管理过程进一步包括：

用于在该多个客户机之间共享用于该多个客户机中每一个的利用率指示符的过程。

36．如权利要求35所述的分布式项目管理系统，其特征在于，所述多个项目管理过程进一步包括：

根据所述利用率指示符把该项目管理文件夹分配给所述多个客户机之一的过程。

37．如权利要求33所述的分布式项目管理系统，其特征在于，所述多个项目管理过程进一步包括：

用于管理多个项目管理文件夹的过程。

38．如权利要求37所述的分布式项目管理系统，其特征在于，所述用于管理多个项目管理文件夹的过程进一步包括：

用于把处理优先权指定给所述多个项目管理文件夹的过程。

39．如权利要求33所述的分布式项目管理系统，其特征在于，所述用于管理多个项目管理文件夹的过程进一步包括：

用于将项目管理文件夹的管理分派给该多个客户机中被选中的几个的过程。

40．如权利要求39所述的分布式项目管理系统，其特征在于，该多个客户机中被选中的几个以对等关系对所述项目管理文件夹操作。

41．如权利要求39所述的分布式项目管理系统，其特征在于，该多个客户机中被选中的几个以层次结构关系对所述项目管理文件夹操作。

42．一种用于在连有多个客户机的网络上管理项目的方法，其特征在于，该用于管理项目的方法包括下述动作：

在计算机网络上创建一个项目管理文件且所述项目管理文件夹包含至少一个记录而所述至少一个记录包括：源文件名、源文件位置、第一应用名，第一应用程序代码、第一应用目标文件名和第一应用目标文件位置；

在所述多个客户机的第一个处检测有关项目管理文件在网络上的位置；

响应于所述检测动作，启动在所述多个客户机的第一个上的管理过程，其中，该管理过程包括如下动作：

a)在所述项目管理文件中读取所述至少一个记录；

b)确定所述第一应用名与所述多个客户机的所述一个上对应的应用相匹配；

c)将所述第一应用程序代码传递给所述对应的应用，使所述对应的应用按照所述第一应用程序代码对所述源文件进行操作并将所得工作成果用该目标文件名以文件形式存储到该目标文件位置上。

43．如权利要求42所述的用于管理项目的方法，其特征在于，该传递动作进一步包含下述动作：

在该至少一个项目管理文件夹中标记该至少一个记录已完成。

44．如权利要求42所述的用于管理项目的方法，其特征在于，进一步包括下述动作：

在该多个客户机之间共享用于该多个客户机中每一个的利用率指示符，

其中，该传递动作进一步包括下述动作：

45．如权利要求42所述的用于管理项目的方法，其特征在于，进一步包括下述动作：

根据所述利用率指示符分配该项目管理文件夹给所述多个客户机之一。

46．如权利要求42所述的用于管理项目的方法，其特征在于，进一步包括如下动作：

管理多个项目管理文件夹。

47．如权利要求46所述的用于管理项目的方法，其特征在于，进一步包括如下动作：

指定一个处理优先权给所述多个项目管理文件夹。

48．如权利要求42所述的用于管理项目的方法，其特征在于，进一步包括如下动作：

把项目管理文件夹的管理分派给该多个客户机中被选中的几个。

49．如权利要求48所述的用于管理项目的方法，其特征在于，该多个客户机中被选中的几个以对等关系对所述项目管理文件操作。

50．如权利要求48所述的用于管理项目的方法，其特征在于，该多个客户机中被选中的几个以层次结构关系对该项目管理文件夹操作。